WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 ||

«байт данных загружен в сдвиговый регистр. Контроллер для последовательного синхронного приема данных из ВУ состоит из тех же компонентов, что и контроллер для синхронной последовательной передачи, за ...»

-- [ Страница 2 ] --

Регистр команд: это устройство является 8-разрядным регистром и содержит первый байт команды (ее КОП). Дешифратор команд: это устройство интерпретирует (декодирует) содержимое регистра команд, определяет микропрограмму для выполнения нужной из всего множества команд и последовательно вводит в действие секцию управления. Арифметико-логическое устройство (АЛУ): это устройство выполняет операции арифметические, логические и сдвига, в результате которых устанавливает регистр состояния (индикаторы). Результаты помещаются в аккумулятор, связанный с внутренней шиной. Часто внутренние регистры и аккумулятор рассматриваются как часть АЛУ. Условия индикатора передаются в устройство управления и синхронизации. Аккумулятор: это устройство является универсальным 8-разрядным регистром, где концентрируется большинство результатов выполнения команд — арифметических, логических, загрузки, запоминания результата, ввода/вывода.

В IBM PC/XT/AT используется режим прерываний с фиксированными приоритетами. Высшим приоритетом обладает запрос по линии IRQ 0, низшим - IRQ 7. Так как второй контроллер подключен к линии IRQ 2 первого контроллера, то приоритеты линий IRQ в порядке убывания приоритета располагаются следующим образом: IRQ 0, IRQ 1, IRQ 8 - IRQ 15, IRQ 3 - IRQ 7. Если запрос на обслуживание посылают одновременно два устройства с разными приоритетами, то контроллер обслуживает запрос с большим приоритетом, а запрос с меньшим приоритетом блокирует. Блокировка сохраняется до получения команды EOI. 3.5.3 Организация прямого доступа к памяти Одним из способов обмена данными с ВУ является обмен в режиме прямого доступа к памяти (ПДП). В этом режиме обмен данными между ВУ и основной памятью микроЭВМ происходит без участия процессора. Обменом в режиме ПДП управляет не программа, выполняемая процессором, а электронные схемы, внешние по отношению к процессору. Обычно схемы, управляющие обменом в режиме ПДП, размещаются в специальном контроллере, который называется контроллером прямого доступа к памяти. Обмен данными в режиме ПДП позволяет использовать в микроЭВМ быстродействующие внешние запоминающие устройства, такие, например, как накопители на жестких магнитных дисках, поскольку ПДП может обеспечить время обмена одним байтом данных между памятью и ВЗУ, равное циклу обращения к памяти. Для реализации режима прямого доступа к памяти необходимо обеспечить непосредственную связь контроллера ПДП и памяти микроЭВМ. Для этой цели можно было бы использовать специально выделенные шины адреса и данных, связывающие контроллер ПДП с основной памятью. Но такое решение нельзя признать оптимальным, так как это приведет к значительному усложнению микроЭВМ в целом, особенно при подключении нескольких ВЗУ. В целях сокращения количества линий в шинах микроЭВМ контроллер ПДП подключается к памяти посредством шин адреса и данных системного интерфейса. При этом возникает проблема совместного использования шин системного интерфейса процессором и контроллером ПДП. Можно выделить два основных способа ее решения: реализация обмена в режиме ПДП с "захватом цикла" и в режиме ПДП с блокировкой процессора. Существуют две разновидности прямого доступа к памяти с "захватом цикла". Наиболее простой способ организации ПДП состоит в том, что для обмена используются те машинные циклы процессора, в которых он не обменивается данными с памятью. В такие циклы контроллер ПДП может обмениваться данными с памятью, не мешая работе процессора. Однако возникает необходимость выделения таких циклов, чтобы не произошло временного перекрытия обмена ПДП с операциями обмена, инициируемыми процессором. В некоторых процессорах формируется специальный управляющий сигнал, указывающий циклы, в которых процессор не обращается к системному интерфейсу. При использовании других 5.3. Архитектура микропроцессора Intel 8080 Практически все микропроцессоры содержат по меньшей мере следующие элементы: АЛУ;

несколько регистров;

счетчик команд;

систему декодирования команд;

секцию управления и синхронизации;

буферы и защелки;

внутренние шины цепей управления;

несколько входов и выходов управления. Кроме того, кристалл микропроцессора может также содержать функциональные устройства: ПЗУ;

ОЗУ;

ряд портов ВВ;

внутренние цепи ГТИ — часов;

программируемый таймер;

систему выбора приоритета прерываний;

логику интерфейса последовательно-параллельных взаимодействий при ВВ;

логическое управление прямым доступом к памяти. Микропроцессор обладает восемью двунаправленными связями с шиной данных, по которым они выводятся на внутреннюю шину. Слева от МП показаны 16 выходов на адресную шину с буферами/защелками на внутренней адресной шине. Выходы управления показаны внизу слева;

это процессоров для выделения таких циклов необходимо применение в контроллерах ПДП специальных селектирующих схем, что усложняет их конструкцию. Применение рассмотренного способа организации ПДП не снижает производительности микроЭВМ, но при этом обмен в режиме ПДП возможен только в случайные моменты времени одиночными байтами или словами. Более распространенным является ПДП с "захватом цикла" и принудительным отключением процессора от шин системного интерфейса. Для реализации такого режима ПДП системный интерфейс микроЭВМ дополняется двумя линиями для передачи управляющих сигналов "Требование прямого доступа к памяти" (ТПДП) и "Предоставление прямого доступа к памяти" (ППДП). Управляющий сигнал ТПДП формируется контроллером прямого доступа к памяти. Процессор, получив этот сигнал, приостанавливает выполнение очередной команды, не дожидаясь ее завершения, выдает на системный интерфейс управляющий сигнал ППДП и отключается от шин системного интерфейса. С этого момента все шины системного интерфейса управляются контроллером ПДП. Контроллер ПДП, используя шины системного интерфейса, осуществляет обмен одним байтом или словом данных с памятью микроЭВМ и затем, сняв сигнал ТПДП, возвращает управление системным интерфейсом процессору. Как только контроллер ПДП будет готов к обмену следующим байтом, он вновь "захватывает" цикл процессора и т.д. В промежутках между сигналами ТПДП процессор продолжает выполнять команды программы. Тем самым выполнение программы замедляется, но в меньшей степени, чем при обмене в режиме прерываний. Применение в микроЭВМ обмена данными с ВУ в режиме ПДП всегда требует предварительной подготовки, а именно: для каждого ВУ необходимо выделить область памяти, используемую при обмене, и указать ее размер, т.е. количество записываемых в память или читаемых из памяти байт (слов) информации. Следовательно, контроллер ПДП должен обязательно иметь в своем составе регистр адреса и счетчик байт (слов). Перед началом обмена с ВУ в режиме ПДП процессор должен выполнить программу загрузки. Эта программа обеспечивает запись в указанные регистры контроллера ПДП начального адреса выделенной ВУ памяти и ее размера в байтах или словах в зависимости от того, какими порциями информации ведется обмен. Сказанное не относится к начальной загрузке программ в память в режиме ПДП. В этом случае содержимое регистра адреса и счетчика байт слов устанавливается переключателями или перемычками непосредственно на плате контроллера. Блок-схема простого контроллера ПДП, обеспечивающего ввод данных в память микроЭВМ по инициативе ВУ в режиме ПДП "Захват цикла", приведена на рис. 3.17. Перед началом очередного сеанса ввода данных из ВУ процессор загружает в регистры его контроллера следующую информацию: в счетчик байт - количество принимаемых байт данных, а в регистр адреса - начальный МП по текущей программе и переход к подпрограмме сброса. Сигнал Lуровня на входе RESET МП сбрасывает счетчик команд до заранее предопределенного адреса, например 0000Н. Другие внутренние регистры МП могут быть также сброшены или их содержимое изменяется в течение операции сброса. Когда вход RESET переходит в состояние HIGH, МП начинает выполнение команд с нового адреса памяти, т. е. с адреса 0000Н в данном случае (или с другого заранее предопределенного адреса памяти). Этот адрес соответствует началу подпрограммы новой инициализации системы, содержащейся обычно в ПЗУ. Большинство микропроцессоров находятся в фазе с ГТИ, следовательно, они являются синхронными. Вход RESET МП асинхронный и может вмешаться и приостановить наполовину выполненную команду. Вход требования прерывания помещен на вывод 35. Вход WTR отвечает на Н-сигнал внешнего устройства. Предположим, что устройство интерфейса ввода на рис. 3.5 загружено 8 бит параллельных данных, готовых для передачи в МП: процесс может быть продолжен в порядке, показанном на рис. 5.5. 1. Интерфейс ввода выдает сигнал требования прерывания в направлении МП. 2. Микропроцессор завершает выполнение текущей команды, находящейся в памяти по адресу 2006Н. 3. Поскольку управление должно обеспечить последующее обращение к команде по адресу 2007Н, содержимое счетчика команд (именно 2007Н) и содержимое большинства регистров МП помещается в специальную зону ОЗУ, называемую стеком. Это содержимое будет позже извлечено в определенном порядке в регистры МП и в счетчик команд. 4. МП разветвляется в предопределенный адрес памяти и начинает выполнение подпрограммы обслуживания прерывания (в нашем примере 20DOH). Микропроцессор выполняет тогда команды подпрограммы, которые всегда в нашем примере обеспечивают выполнение операций ввода. По адресу 20DEH МП находит конец этой подпрограммы обслуживания и получает приказ вернуться в основную программу. 5. Перед возвращением в основную программу данные регистров и счетчик команд, помещенные в стек, возвращаются в МП. 6. Теперь счетчик команд отсылает МП в память по адресу 2007Н, т. е. в основную программу, и нормальное выполнение ее продолжается. Прерывание является очень полезным способом, позволяющим периферии вмешаться и заставить МП выполнять требуемую операцию почти сразу. Многие микропроцессоры обладают одним или несколькими прерываниями. Входы прерывания могут быть названы также сбросами, новым запуском, маскируемыми прерываниями или сетками.

ВВ данных и т. д.) и внутренними операциями. Разработчик дает также указания о способе, по которому микропроцессор используется в случае минимальной системы Такая система, основанная на МП Intel 8080, могла бы содержать микропроцессор, генератор тактовых импульсов, устройство управления системой, ПЗУ, ОЗУ и интерфейс портов ВВ. Документация содержит подробную информацию о системе команд. 5.2. Схема и назначение выводов Микропроцессор заключен в DIP-корпус с 40 двухрядными выводами. Эта ИС питается напряжением +5 В по выводам 1 и 2.Выводы Х1 и Х2 вверху справа предназначены для подсоединения кристалла управления частотой ГТИ МП. Для наиболее распространенных устройств характерно наличие ГТИ на кристалле МП, тогда как для более старых устройств был необходим внешний ГТИ. Выход CLK (вывод 38) предназначен для выдачи сигналов ГТИ в систему. Частота сигнала на выводе 38 (CLK), очевидно, подчинена частоте внутреннего ГТИ. Адресная шина системы будет подсоединена к выводам ИС Ао—Ахь (рис. 3.4). Эти 16 адресных линий (может быть и другое количество) могут обеспечить доступ к 65 536 (216) ячейкам памяти или/и портам ВВ. Поток данных и команд от микропроцессора и в него обеспечивается выводами Do—D7 на ИС рис. 5.4. Эти выводы (21—28) двунаправленные, т. е. являются то выходами, то входами. Кроме того, обычно они могут переводиться в третье состояние (высокого сопротивления). Вывод 30 является выходом управления записью. Сигнал L-уровня на выходе WR указывает, что данные, имеющиеся на шине данных, должны быть записаны в область памяти или выбранное УВВ. Выход управления считыванием RD (вывод 31) активизируется L-сигналом, который указывает, что избранные места в памяти или УВВ должны быть считаны.

адрес области памяти для вводимых данных. Тем самым контроллер подготавливается к выполнению операции ввода данных из ВУ в память микроЭВМ в режиме ПДП.

Рис. 3.17. Контроллер ПДП для ввода данных из ВУ в режиме "Захват цикла" и отключением процессора от шин системного интерфейса Байты данных из ВУ поступают в регистр данных контроллера в постоянном темпе. При этом каждый байт сопровождается управляющим сигналом из ВУ "Ввод данных", который обеспечивает запись байта данных в регистр данных контроллера. По этому же сигналу и при ненулевом состоянии счетчика байт контроллер формирует сигнал ТПДП. По ответному сигналу процессора ППДП контроллер выставляет на шины адреса и данных системного интерфейса содержимое своих регистров адреса и данных соответственно. Формируя управляющий сигнал "Вывод", контроллер ПДП обеспечивает запись байта данных из своего регистра данных в память микроЭВМ. Сигнал ППДП используется в контроллере и для модификации счетчика байт и регистра адреса. По каждому сигналу ППДП из содержимого счетчика байт вычитается единица, и как только содержимое счетчика станет равно нулю, контроллер прекратит формирование сигналов "Требование Результатом активизации входа сброса является остановка работы прямого доступа к памяти". На примере простого контроллера ПДП мы рассмотрели только процесс подготовки контроллера и непосредственно передачу данных в режиме ПДП. На практике любой сеанс обмена данными с ВУ в режиме ПДП всегда инициируется программой, выполняемой процессором, и включает два следующих этапа. 1. На этапе подготовки ВУ к очередному сеансу обмена процессор в режиме программно-управляемого обмена опрашивает состояние ВУ (проверяет его готовность к обмену) и посылает в ВУ команды, обеспечивающие подготовку ВУ к обмену. Такая подготовка может сводиться, например, к перемещению головок на требуемую дорожку в накопителе на жестком диске. Затем выполняется загрузка регистров контроллера ПДП. На этом подготовка к обмену в режиме ПДП завершается и процессор переключается на выполнение другой программы. 2. Обмен данными в режиме ПДП начинается после завершения подготовительных операций в ВУ по инициативе либо ВУ, как это было рассмотрено выше, либо процессора. В этом случае контроллер ПДП необходимо дополнить регистром состояния и управления, содержимое которого будет определять режим работы контроллера ПДП. Один из разрядов этого регистра будет инициировать обмен данными с ВУ. Загрузка информации в регистр состояния и управления контроллера ПДП производится программным путем. Наиболее распространенным является обмен в режиме прямого доступ к памяти с блокировкой процессора. Он отличается от ПДП с "захватом цикла" тем, что управление системным интерфейсом передается контроллеру ПДП не на время обмена одним байтом, а на время обмена блоком данных. Такой режим ПДП используется в тех случаях, когда время обмена одним байтом с ВУ сопоставимо с циклом системной шины. В микроЭВМ можно использовать несколько ВУ, работающих в режиме ПДП. Предоставление таким ВУ шин системного интерфейса для обмена данными производится на приоритетной основе. Приоритеты ВУ реализуются так же, как и при обмене данными в режиме прерывания, но вместо управляющих сигналов "Требование прерывания" и "Предоставление прерывания" (рис. 18 Организация прерываний в микроЭВМ) используются сигналы "Требование прямого доступа" и "Предоставление прямого доступа", соответственно.

8080 содержит также несколько внутренних линий управления, цепей данных и шины.

Рис. 5.3 Функциональная схема МП Intel 8080 и программнодоступные регистры На рис. 5.3, б представлены используемые программистом регистры МП Intel 8080. Отметим, что основным является регистр А или аккумулятор. Регистры В и С, D и Е, Н и L являются универсальными. Указатель стека, счетчик команд и индикатор состояния являются специальными регистрами. Пара регистров HL может быть использована также в качестве адресного регистра. Документация содержит разработанные временные диаграммы, которые показывают соотношения между входами тактовых импульсов и другими внешними сигналами (синхронизации, записи, адресных выходов, 4. Память микропроцессорной системы 4.1 Микросхемы памяти в составе микропроцессорной системы На рис. 4.1 представлено взаимодействие К573РФ2(5) и К573РУ9, имеющих одинако1вую организацию 2Кx8, с системной магистралью. Байт данных с шины данных (линии D0-D7) считывается (или записывается) по адресу, выставленному на шине адреса (линии A0-A10). Естественно, число адресуемых ячеек составляет 211=800h=2048. Микросхема-дешифратор К555ИД7 посредством сигнала CS# (выбор кристалла) позволяет выбрать положение ИМС ЗУ в адресном пространстве. Для данного случая это адреса 0000h-07FFh для ПЗУ(ROM) и 0800h-0FFFh для ОЗУ(RAM). Низкий уровень сигналов управления MEMW# и MEMR# активизирует процесс записи и чтения, соответственно. Напомним, что запись информации в данную ИМС ППЗУ возможен только вне микропроцессорной системы в специальном программаторе после УФ стирания путем Рис. 4.1. Микросхемы ОЗУ (К573РУ9) и ППЗУ (К573РФ5) в составе микропроцессорной системы. подачи достаточно высокого напряжения на вход PG. Аналогично можно проследить и взаимодействие программируемых ИМС параллельного интерфейса и программируемого таймера, служащих для взаимодействия МП с внешними устройствами. На рис. 4.12 они обозначены как PI и T. Регистры этих микросхем также доступны пользователю для чтения/записи, как и ячейки основной памяти. Однако их активизируют другие сигналы управления IOR# и IOW# (запись в порты ввода/вывода). Микросхема КР580ВВ55А (аналог Intel 8255А) позволяет переключать шину данных компьютера на один из трех 8-битных портов (регистров) A, B или C. Направление передачи данных и режим работы (0-2) определяются программным способом. Чаще других используется режим 0: простой ввод-вывод. Состояние адресных линий А0 и А1 позволяет выбрать для обмена информацией регистры A, B, C или регистр управления. Режим работы параллельного интерфейса КР580ВВ55А определяется байтом, записанным в регистр управления. При работе на вывод порты A, B, C действуют как регистры, т.е. сохраняют информацию до следующей записи;

при работе на ввод информация теряется. Порт С, в отличие от портов A и B, разбит на полубайты и может программироваться раздельно, т.е. мы имеем группы A и B.

Типовая документация содержит также структурную схему микропроцессора. На рис. 5.3, а представлена функциональная схема МП Intel 8080, которая содержит внутренние регистры — аккумулятор, пары регистров В и С, D и Е, Н и L,указатель стека SP(Stack Pointer (англ.) — указатель стека), регистр состояния (индикатор), несколько регистров временного хранения данных. Эта схема содержит также регистр команд, дешифратор команд, а также устройство управления и синхронизации. Наконец, она содержит также АЛУ, его объединенный индикатор и блок десятичного корректора. Все восемь линий данных, так же как и 16разрядные адресные выходы, снабжены буферами. Микропроцессор Intel В дополнение к основным режимам работы микросхема КР580ВВ55А обеспечивает возможность программной независимой установки/сброса любого бита (порт С), в этом случае старший бит в регистре управления должен быть 0.

пластмассовом корпусе (рис. 5.1, а) и в керамическом (рис. 5.1,6) с 40 выводами. Микропроцессор в керамическом DIP-корпусе используется при высоких температурах. Микропроцессоры могут поставляться также с 28, -42, 50 и 64 выводами. На рис. 5.1, в и г приведены два способа определения положения вывода 1. Заметим вырез и желобок по всей длине, являющиеся отметками на пластмассовом корпусе (рис. 5.1, в). Непосредственно после этой отметки в1 направлении, обратном ходу часовой стрелки, находится вывод / ИС. На рис. 5.1, г отметкой, позволяющей определить вывод 1 ИС, является маленькая точка слева. Затем выводы нумеруются в направлении, обратном ходу часовой стрелки при виде на ИС сверху.

Рис. 4.2. Пример взаимодействия программируемых ИМС параллельного порта (PI) КР580ВВ55А и таймера (T) КР580ВИ53 с системной магистралью компьютера;

DC - дешифратор К555ИД7. Интегральная схема КР580ВИ53 создана по n-МОП технологии, Uпит=+5 В, U1>2.4 В, U0<0.45 В, P=1 Вт, fтакт <2 МГц, 24 вывода, максимальное значение счета: 216 - в двоичном коде и 104 - в двоичнодесятичном. Программируемый таймер КР580ВИ53 реализован в виде трех независимых 16-разрядных вычитающих счетчиков (каналов) с общей схемой управления. Каждый канал может работать в шести режимах. Программирование режимов работы каналов осуществляется индивидуально и в произвольном порядке путем ввода управляющих слов в регистры режимов каналов, а в счетчики - некоторого числа байт. На рис. 4.2 можно видеть, что таймер обменивается информацией с 8-битной шиной данных микропроцессорной системы через вход D, а также он связан с адресной шиной двумя линиями А0-А1, обеспечивающими выбор одного из четырех регистров (3 канала и управляющее слово). Сигналы шины управления IOR# и IOW# (чтение/запись из/во внешнее устройство) определяют направление потока информации от процессора к таймеру и наоборот. С0, С1, С2 тактовые входы, сигналы на Е0, Е1, Е2 - разрешают или запрещают работу соответствующего канала, OU0, OU1, OU2 - выходы.

Схема выводов (рис. 5.2) приводится в документации. Разработчики представляют все сведения о названиях и назначениях каждого из выводов микропроцессора. Схема на рис. 5.2 соответствует микропроцессору Intel 8080. Отметим, что выводы 2, 11, 20, 28 являются выводами питания. Выводы 15, 22 (Ф1, Ф2) являются входами внешнего двухфазного генератора тактовых импульсов — часов. Выводы 3—10 (Intel 8080) двунаправленные (это значит, что они являются то входами, то выходами). Эти выводы данных (Do—D7) являются восемью подсоединениями на шину данных системы. Адресная 16-разрядная шина системы будет связана выходами Ло—Л15. Шесть других выходов (SYNC, DBIN, WAIT, WR, HID A, INTE) несут сигналы управления и синхронизации всем прочим элементам системы. Наконец, четыре входа (READY, HOLD, INT, RESET) являются входами управления, которые воспринимают информацию, поступающую из системы. На рис. 3.2 приведена вся информация по каждому выводу микропроцессора Intel 8080.

аппаратного стека ограничена диапазоном от нескольких регистров до нескольких десятков регистров, поэтому в большинстве МП такой стек используется для хранения содержимого программного счетчика и его называют стеком команд. Основное достоинство аппаратного стека - высокое быстродействие, а недостаток - ограниченная емкость.

4.2 Буферная память В вычислительных системах используются подсистемы с различным быстродействием, и, в частности, с различной скоростью передачи данных (рис. 4.3). Обычно обмен данными между такими подсистемами реализуется с использованием прерываний или канала прямого доступа к памяти. В первую очередь подсистема 1 формирует запрос на обслуживание по мере готовности данных к обмену. Однако обслуживание прерываний связано с непроизводительными потерями времени и при пакетном обмене производительность подсистемы 2 заметно уменьшается. При обмене данными с использованием канала прямого доступа к памяти подсистема 1 передает данные в память подсистемы 2. Данный способ обмена достаточно эффективен с точки зрения быстродействия, но для его реализации необходим довольно сложный контроллер прямого доступа к памяти.

Рис. 4.15. Принцип работы стековой памяти. Наиболее распространенным в настоящее время и, возможно, лучшим вариантом организации стека в ЭВМ является использование области памяти. Для адресации стека используется указатель стека, который предварительно загружается в регистр и определяет адрес последней занятой ячейки. Помимо команд CALL и RET, по которым записывается в стек и восстанавливается содержимое программного счетчика, имеются команды PUSH и POP, которые используются для временного запоминания в стеке содержимого регистров и их восстановления, соответственно. В некоторых МП содержимое основных регистров запоминается в стеке автоматически при прерывании программ. Содержимое регистра указателя стека при записи уменьшается, а при считывании увеличивается на 1 при выполнении команд PUSH и POP, соответственно.

Рис. 4.3. Применение буферной памяти. Наиболее эффективно обмен данными между подсистемами с различным быстродействием реализуется при наличии между ними специальной буферной памяти. Данные от подсистемы 1 временно запоминаются в буферной памяти до готовности подсистемы 2 принять их. Емкость буферной памяти должна быть достаточной для хранения тех блоков данных, которые подсистема 1 формирует между считываниями их подсистемой 2. Отличительной особенностью буферной памяти является запись данных с быстродействием и под управлением подсистемы 1, а считывание - с быстродействием и под управлением подсистемы 2 ("эластичная память"). В общем случае память должна выполнять операции записи и считывания совершенно независимо и даже одновременно, что устраняет необходимость синхронизации подсистем. Буферная память должна сохранять порядок поступления данных от подсистемы 1, т.е. работать по принципу "первое записанное слово считывается первым" (First Input First Output - FIFO). Таким образом, под буферной памятью типа FIFO понимается ЗУПВ, которое автоматически следит за порядком поступления данных и выдает их в том же порядке, допуская выполнение независимых и одновременных операций записи и считывания. На рис. 4.4 приведена структурная схема буферной памяти типа FIFO емкостью 64x4. На кристалле размещены 64 4-битных регистра с независимыми цепями сдвига, организованных в 4 последовательных 64-битных регистра данных, 64-битный управляющий регистр, а также схема управления. Входные данные поступают на линии DI0-DI3, а вывод данных 5. Микропроцессор Intel 8086(88) 5.1. Поставляемая разработчиком информация Какими бы ни были рассматриваемые микропроцессоры, касающаяся их информация содержит много общего. Типовая документация содержит информацию о структуре ИС, схеме выводов ИС и назначении каждого из них. Схематизируется архитектура МП, описываются его основные свойства. Одновременно даются временные диаграммы и состав команд МП. Документация содержит также схемы различных систем, использующих рассматриваемый микропроцессор. Обычно микропроцессор помещается в корпус интегральной схемы с 40 двусторонними выводами (корпус с двухрядной упаковкой выводов DIP — dual-in-line package). На рис. 5.1 приведены два типа микропроцессоров - в осуществляется через контакты DO0-DO3. Ввод (запись) данных производится управляющим сигналом SI (shift in), а вывод (считывание) сигналом вывода SO (shift out). Ввод данных осуществляется только при наличии сигнала готовности ввода IR (input ready), а вывод - при наличии сигнала готовности вывода OR (output ready). Управляющий сигнал R (reset) производит сброс содержимого буфера.

появляется логическая 1, а управляющий триггер P64 сбрасывается в 0. Затем этот процесс повторяется для остальных регистров и нуль в управляющем регистре перемещается ко входу по мере сдвига данных вправо. В некоторых кристаллах буфера FIFO имеется дополнительная выходная линия флажка заполнения наполовину. На ней формируется сигнал 1, если число слов составляет более половины емкости буфера. Рассмотренный принцип организации FIFO допускает выполнение записи и считывания данных независимо и одновременно. Скорость ввода определяется временным интервалом, необходимым для передачи данных из P1, а выводить данные можно с такой же скоростью. Единственным ограничением является время распространения данных через FIFO, равное времени передачи входного слова на выход незаполненного буфера FIFO. Оно равняется произведению времени внутреннего сдвига и числа регистра данных. В буферах FIFO, выполненных по МОП-технологии и имеющих емкость 64 слова, время распространения составляет примерно 30 мкс, а в биполярных FIFO такой же емкости - примерно 2 мкс. Буферы можно наращивать как по числу слов, так и по их длине. 4.3 Стековая память Стековой называют память, доступ к которой организован по принципу: "последним записан - первым считан" (Last Input First Output LIFO). Использование принципа доступа к памяти на основе механизма LIFO началось с больших ЭВМ. Применение стековой памяти оказалось очень эффективным при построении компилирующих и интерпретирующих программ, при вычислении арифметических выражений с использованием польской инверсной записи. В малых ЭВМ она стала широко использоваться в связи с удобствами реализации процедур вызова подпрограмм и при обработке прерываний. Принцип работы стековой памяти состоит в следующем (см. рис. 4.15). Когда слово А помещается в стек, оно располагается в первой свободной ячейке памяти. Следующее записываемое слово перемещает предыдущее на одну ячейку вверх и занимает его место и т.д. Запись 8-го кода, после H, приводит к переполнению стека и потере кода A. Считывание слов из стека осуществляется в обратном порядке, начиная с кода H, который был записан последним. Заметим, что выборка, например, кода E невозможна до выборки кода F, что определяется механизмом обращения при записи и чтении типа LIFO. Для фиксации переполнения стека желательно формировать признак переполнения. Перемещение данных при записи и считывании информации в стековой памяти подобно тому, как это имеет место в сдвигающих регистрах. С точки зрения реализации механизма доступа к стековой памяти выделяют аппаратный и аппаратно-программный (внешний) стеки. Аппаратный стек представляет собой совокупность регистров, связи между которыми организованы таким образом, что при записи и считывании данных содержимое стека автоматически сдвигается. Обычно емкость Рис. 4.4. Структурная схема буфера 64x4. При вводе 4-битного слова под действием сигнала SI оно автоматически передвигается в ближайший к выходу свободный регистр. Состояние регистра данных отображается в соответствующем ему управляющем триггере, совокупность триггеров образует 64-битный управляющий регистр. Если регистр содержит данные, то управляющий триггер находится в состоянии 1, а если регистр не содержит данных, то триггер находится в состоянии 0. Как только управляющий бит соседнего справа регистра изменяется на 0, слово данных автоматически сдвигается к выходу. Перед началом работы в буфер подается сигнал сброса R и все управляющие триггеры переводятся в состояние 0 (все регистры буфера свободны). На выводе IR формируется логическая 1, т.е. буфер готов воспринимать входные данные. При действии сигнала ввода SI входное слово загружается в регистр P1, а управляющий триггер этого регистра устанавливается в состояние 1: на входе IR формируется логический 0. Связи между регистрами организованы таким образом, что поступившее в P1 слово "спонтанно" копируется во всех регистрах данных FIFO и появляется на выходных линиях DO0-DO3. Теперь все 64 регистра буфера содержат одинаковые слова, управляющий триггер последнего регистра P64 находится в состоянии 1, а остальные управляющие триггеры сброшены при передаче данных в соседние справа регистры. Состояние управляющего триггера P64 выведено на линию готовности выхода OR;

OR принимает значение 1, когда в триггер записывается 1. Процесс ввода может продолжаться до полного заполнения буфера;

в этом случае все управляющие триггеры находятся в состоянии 1 и на линии IR сохраняется логический 0. При подаче сигнала SO производится восприятие слова с линий DO0DO3, управляющий триггер P64 переводится в состояние 1, на линии OR Табл. 6.6 микропроцессора Состав команд ветвления и перехода типового 6.7. Состав команд вызова подпрограмм и возврата в основную программу Эти команды составляют пятую категорию состава команд типового МП. Их только две, и они приведены в табл. 6.7. Команды вызова (CALL) и возврата (RЕТ) всегда используются парами. При их выполнении индикаторы не изменяются. Табл. 6.7 Состав команд вызова подпрограмм и возврата в основную программу Трехбайтовая команда CALL используется основной программой для перехода МП (или ветвления) к подпрограмме. Когда МП передает первую команду CALL, он находит адрес перехода в двух следующих байтах про граммы. Адрес следующей команды за CALL отправляется в стек, и МП переходит тогда в начало подпрограммы. Команды подпрограммы выполняются пока МП не передаст команду возврата (RET). Сохраняющийся в стеке адрес отыскивается счетчиком команд, и МП продолжает выполнение основной программы, принимая ее там, где он ее покинул. Подпрограмма может быть использована много раз в ходе выполнения одной и той же основной программы. Подпрограмма может быть расположена в ОЗУ или ПЗУ. 6.8. Состав команд прочих операций Эти команды составляют последнюю категорию, которыми наделен типовой микропроцессор. Они сведены в табл. 6.8 и содержат команды помещения в стек, извлечения из стека, отсутствия операции и команду остановки. При их выполнении индикаторы не изменяются. Команда PUSH PSW - помещает в стек А и индикаторы. Эта команда является однобайтовой, содержимое аккумулятора помещается первым, а регистра состояния - вторым. Табл. 6.8 Прочие команды типового микропроцессора 6.3 Состав команд арифметических операций 6.4 Состав команд логических операций 6.5 Состав команд операций передачи данных 6.6 Состав команд операций ветвления 6.7 Состав команд вызова подпрограмм 6.8 Состав команд прочих операций 6.9 Способы адресации 7. Проектирование МПС 7.1 Уровни представления микропроцессорной системы 7.2 Ошибки, неисправности, дефекты 7.3 Отладка 7.4 Обнаружение ошибки и диагностика неисправности 7.5 Функции средств отладки 7.6 Этапы проектирования микропроцессорных систем 7.7 Источники ошибок 7.8 Проверка правильности проекта 7.9 Автономная отладка микропроцессорных систем 7.10 Отладка программ 7.11 Комплексная отладка микропроцессорных систем 8. Отличия Intel 8086 (88) от современных микропроцессоров 8.1 Процессоры 80-х 8.2 Процессоры 90-х Приложение. Система команд микропроцессора КР580ВМ80 (Intel 8080) 75 78 79 80 81 82 83 83 83 85 86 87 88 89 90 91 92 93 95 97 97 99 Команда NOP (no operation - нет операций) соответствует отсутствию всякого выполнения операций в течение 1 или 2 мкс. Это однобайтовая СОДЕРЖАНИЕ Введение 1. Классификация микропроцессоров 2. Архитектура микропроцессоров 2.1 Основные характеристики 2.2 Структура типового микропроцессора 2.3 Логическая структура 2.4 Устройство управления 2.5 Особенности программного и микропрограммного управления операциями 2.6 Состав команд 2.7 Типы архитектур 3. Организация ввода/вывода в микропроцессорной системе 3.1 Программная модель внешнего устройства 3.2 Форматы передачи данных 3.3 Параллельная передача данных 3.4 Последовательная передача данных 3.4.1 Синхронный последовательный интерфейс 3.4.2 Асинхронный последовательный интерфейс 3.5 Способы обмена информацией 3.5.1 Программно-управляемый ввод/вывод 3.5.2 Организация прерываний в микроЭВМ 3.5.3 Организация прямого доступа к памяти 4. Память микропроцессорной системы 4.1 Микросхемы памяти в составе микропроцессорной системы 4.2 Буферная память 4.3 Стековая память 5. Микропроцессор Intel 8086(88) 5.1 Поставляемая разработчиком информация 5.2 Схема и назначение выводов 5.3 Архитектура микропроцессора 5.4 Использование регистра адреса/данных 5.5 Использование указателя стека 6. Программирование микропроцессора 6.1 Машинный код и ассемблер 6.2 Простой состав команд 3 8 12 12 17 19 19 21 24 27 28 28 30 33 38 38 40 43 44 45 53 56 56 59 61 62 62 66 68 70 72 73 73 команда, единственным эффектом которой является инкремент счетчика команд. Никакой другой регистр не затрагивается. Эта команда используется как дополнение (когда одна или две команды отменены в ходе наладки) и связывает две части программы так, чтобы МП мог обратиться от одной к другой. Она может также служить для ввода интервала времени в цикл временной задержки.Команда HLT (останов) используется в конце программы для остановки микропроцессора. В этом случае только СБРОС или команда вызова прерывания может позволить новый запуск типового микропроцессора. 6.9. Способы адресации Способы адресации нашего типового МП следующие: 1) неявный;

2) регистровый;

3) непосредственный;

4) прямой;

5) косвенный регистровый. Два первых (регистровый и неявный) касаются операндов, расположенных в самом МП. Три последних (непосредственная, прямая и косвенная регистровая) — операндов, расположенных вне МП, т. е. в ячейках памяти или портах УВВ. Эти способы адресации присущи МП Intel 8080/8085. Команды с неявной адресацией – те, которые не требуют операндов. Например, команда STC (восстановить индикатор переноса) не затрагивает другие регистры или индикаторы. В случае регистровой адресации операнд отыскивается в одном из внутренних регистров МП. Оба эти типа команд всегда однобайтовые. В случае непосредственной адресации операнд поступает в программную память из следующего байта (двух следующих байтов) за КОП. Такие команды занимают 2 или 3 байта. В случае прямой адресации 2-й и 3-й байт команды прямо указывают на адрес операнда. Они являются адресами в прямом способе адресации, тогда как при непосредственной адресации эти же байты были операндами. Такие команды занимают 2 или 3 байта. В случае косвенной регистровой адресации пара регистров HL указывает на адрес операнда в памяти. Рассмотрим пример: загрузить LOC (Н и L) в А с мнемоникой MOV А, М. Этот тип команд всегда однобайтовый. Другие МП снабжены иногда иными способами прямой адресации, а именно: нулевой или основной страницы;

абсолютной;

адресации действующей страницы или ожидаемой.

7. Проектирование микропроцессорных систем 7.1 Уровни представления микропроцессорной системы Микропроцессорная система может быть описана на различных уровнях абстрактного представления. Существующую микропроцессорную систему можно описать на любом известном уровне представления, но в начальной стадии проектирования ее можно описать только на концептуальном уровне. В процессе разработки системы происходит переход от одного уровня ее представления к другому, более детальному. Каждая абстракция несет в себе только информацию, которая соответствует данному уровню, и не содержит каких-либо сведений относительно более низких уровней. Микропроцессорная система может быть описана, например, на одном из следующих уровней абстрактного представления: 1) "черный ящик";

2) структурный;

3) программный;

4) логический;

5) схемный. На уровне "черного ящика" микропроцессорная система описывается внешними спецификациями;

перечисляются внешние характеристики. Структурный уровень создается компонентами микропроцессорной системы: микропроцессорами, запоминающими устройствами, устройствами ввода/вывода, внешними запоминающими устройствами, каналами связи. Микропроцессорная система описывается функциями отдельных устройств и их взаимосвязью, информационными потоками. Программный уровень разделяется на два подуровня: команд процессора и языковой. Микропроцессорная система интерпретируется как последовательность операторов или команд, вызывающих то или иное действие над некоторой структурой данных. Логический уровень присущ исключительно дискретным системам. На этом уровне выделяются два подуровня: переключательных схем и регистровых пересылок. Подуровень переключательных схем образуется вентилями и построенными на их основе операторами обработки данных. Переключательные схемы подразделяются на комбинационные и последовательностные;

первые в отличие от последних не содержат запоминающих элементов. Поведение системы на этом уровне описывается алгеброй логики, моделью конечного автомата, входными/выходными последовательностями 1 и 0. Комбинационные схемы представляются таблицей истинности, в которой каждому входному набору значений сигналов ставится в соответствие набор значений сигналов на выходах. Последовательностные схемы могут описываться диаграммами или таблицами входов/выходов, в которых определены взаимно однозначные соответствия между входами схемы, внутренними состояниями (комбинациями значений элементов памяти) и выходами. Подуровень регистровых пересылок характеризуется более высокой степенью абстрагирования и представляет собой описание регистров и передачу данных между ними. Он включает в себя две части: информационную и управляющую. Информационная часть образуется регистрами, операторами и путями передачи данных. Управляющая часть определяет зависящие от времени сигналы, инициирующие пересылку данных между регистрами. Сxемный уровень образуется резисторами и конденсаторами. Показателями поведения системы на этом уровне служат напряжение и ток, представляемые в функции времени или частоты. Этот уровень описания СПИСОК ЛИТЕРАТУРЫ 1. Балашов Е. П., Григорьев В. Л., Петров Г. А. Микро- и миниЭВМ. Л.: Энергоатомиздат, 1984. 376 с. 2. Микропроцессоры: В 3-х кн. / Под ред. Преснухина. М.: Высшая шко-ла, 1986. Кн.1. 495 с. Кн. 2. 383 с. Кн. 3. 351 с. 3. Токхайм Р. Микропроцессоры: Курс и упражнения / Пер. с англ. Под ред. Грасевича. М.: Энергоатомиздат, 1987. 338 с. 4. Майоров С. А., Кириллов В. В., Приблуда А. А. Введение в микроЭВМ. Л.: Машиностроение, Ленингр. отд., 1988. 303 с. 5. Морисита И. Аппаратные средства микроЭВМ / Пер. с япон. М.: Мир, 1988. 279 с. 6. Соучек Б. Микропроцессоры и микроЭВМ / Пер. с англ. Под ред. А. И. Петренко. М.: Сов. радио, 1979. 517 с. 7. Гибсон Г., Лю Ю.-Ч. Аппаратные и программные средства микроЭВМ / Пер. с англ. В. Л. Григорьева, Под ред. В. В. Сташина. М.: Финансы и статистика, 1983. 255 с. 8. Гивоне Д., Россер Р. Микропроцессоры и микрокомпьютеры: Вводный курс / Пер. с англ. М.: Мир, 1983. 463 с. 1. Нестеров П. В. Микропроцессоры. Архитектура и ее оценка. М.: Высшая школа, 1984. 104 с. 2. Уокерли Дж. Архитектура и программирование микроЭВМ: В 2-х кн. / Пер. с англ. М.: Мир, 1984. Кн. 1. 486 с. Кн. 2. 359 с. 3. Хосе М. Ангуло. Микропроцессоры: Архитектура, программирование и проектирование систем. Тбилиси: Ганатлеба, 1989. 4. МикроЭВМ / Пер. с англ., Под ред. А. Дирксена. М.: Энергоиздат, 1982. 328 с. 5. Хоровиц П., Хилл У. Искусство схемотехники. М.: Мир,1983. Т. 2. 590 с. 6. Вуд А. Микропроцессоры в вопросах и ответах / Пер. с англ. М.: Энергоатомиздат, 1985. 185 с. 7. Басманов А. С., Широков Ю. Ф. Микропроцессоры и однокристаль-ные микроЭВМ: Номенклатура и функциональные возможности / Под ред. В. Г. Домрачева. М.: Энергоатомиздат, 1988. 127 с. 8. Мячев А. А., Иванов В. В. Интерфейсы вычислительных систем на базе мини- и микроЭВМ / Под ред. Наумова Б. Н. М.: Радио и связь, 1986. 248 с. 9. Интерфейсы систем обработки данных: Справочник / Под ред. А. А. Мячева. М.: Радио и связь, 1989. 10. Байцер Б. Архитектура вычислительных комплексов. М.: Мир, 1974. Т.1,2. 11. Водовозов В. М., Осипов В. О., Пожидаев А. К. Практическое введе-ние в информационные системы / ГЭТУ. СПб, 1995.

Применение таблицы команд микропроцессора Пояснения: Nномер порта ввода-вывода &двухбайтовый операнд - D16 *двухбайтовый операнд - ADR #однобайтовый операнд - D8 Пример использования таблицы команд: Команда STAX D имеет код операции (объектный код) 12, код операции СA соответствует команде JZ ADR дискретной системы широко используется в описаниях аналоговых систем и не является ни наинизшим из возможных, ни достаточным для полной характеристики системы. 7.2 Ошибки, неисправности, дефекты В жизненном цикле микропроцессорной системы, как любой дискретной системы, выделяются три стадии: проектирование, изготовление и эксплуатация. Каждая из стадий подразделяется на несколько фаз, для которых существуют вероятности возникновения конструктивных или физических неисправностей, приводящих систему в неработоспособное состояние. Поэтому на каждой фазе необходимы процедуры тестового контроля, направленные на обнаружение и локализацию неисправностей. Процедура тестового контроля может быть определена как проведение экспериментов с "черным ящиком". Дискретная система любой сложности или часть такой системы может рассматриваться как "черный ящик" с множеством входов и выходов. Правильность функционирования этого "черного ящика" должна устанавливаться путем подачи входных сигналов и наблюдения ответных выходных сигналов системы. В тех случаях, когда поведение "черного ящика" отличается от нормального, характеризуемого его спецификацией или представлениями человека, говорят о наличии ошибки. Ошибка вызывается некоторой неисправностью, представляющей собой некорректное состояние внутри "черного ящика". Неисправности классифицируют в соответствии с их причинами: физическая, если причиной ее служат либо дефекты элементов, либо физическое воздействие окружающей среды;

субъективная (внесенная, нефизическая), если ее причиной служат ошибки проектирования, неправильный монтаж элементов, грубые ошибки оператора. Физические неисправности - непредусмотренные, нежелательные изменения значения одной или нескольких логических переменных в системе. Субъективные неисправности - конкретные проявления недостатков программного и аппаратного обеспечения и неправильных действий оператора, имеющих место при выполнении дискретной системой предписанных спецификацией действий. Под субъективными неисправностями подразумеваются неисправности нефизические, вызванные недостатками различных схем, конструкций, программ, средств эксплуатации - компиляторов, ассемблеров, программ автоматизации проектирования, инструкции по эксплуатации, процедур и средств контроля и т.д. Субъективные неисправности делят на проектные и интерактивные. Проектные неисправности вызваны недостатками, вносимыми в систему на различных стадиях реализации исходного задания при структурном проектировании, разработке алгоритмов, написании программ, трансляции в машинный код, детальном логическом и техническом проектировании, а также при последующих модификациях аппаратного и программного обеспечения. Интерактивные неисправности возникают, когда в процессе работы, технического обслуживания или отработки системы оператор вводит в нее через интерфейс человек-машина ложную информацию, не соответствующую текущему состоянию системы. Как правило, это происходит в результате непонимания инструкции для оператора или вследствие неточностей ввода информации. Ошибка проявление неисправности (физической или субъективной). В зависимости от уровня иерархической структуры системы термин "ошибка" может иметь различный смысл. Так, для дискретного устройства он означает появление неверных двоичных сигналов ("0" вместо "1" и "1" вместо "0");

для программы ошибка означает отклонение поведения программы от заданного, приводящее к выдаче неверных результатов. Следует четко разграничивать понятия "ошибка" и "неисправность". Неисправность может приводить или не приводить к ошибке в зависимости от состояния системы. В то же время возникновение ошибки обязательно говорит о существовании какой-то неисправности. Одна и та же ошибка может быть вызвана множеством неисправностей, а одна неисправность может служить причиной целого ряда ошибок. Например, если триггер, предназначенный для хранения кода переполнения разрядной сетки ЭВМ, вследствие неисправности все время находится в состоянии "0", то ошибки из-за неисправности не будет до тех пор, пока в процессе вычислений реально не возникнет арифметическое перепол-нение, при котором триггер останется в состоянии "0" вместо перехода в состояние "1". Однако даже и в этом случае такая ошибка процессора не обязательно приведет к ошибке на программном уровне, если в программе условие переполнения не проверяется и, следовательно, ни с какой стороны не влияет на ее дальнейшее поведение. Дефекты - физические изменения параметров компонентов системы, выходящие за допустимые пределы. Их называют сбоями, если они носят временный характер, и отказами, если они постоянны. Существует такая причинноследственная связь: 1) дефект, представляющий собой изменение в значениях параметров компонентов, вызывает неисправность, т.е. отклонение от заданного значения (значений) логической переменной (переменных) в точке дефекта;

2) неисправность приводит к подаче неверных логических значений на вход (входы) остальной части системы и может вызывать ошибки, проявляющиеся при последующей работе других исправных логических схем;

3) ошибки приводят к появлению неправильных результатов или к отклонению от нормального хода исполнения программы. 7.3 Отладка О правильности функционирования микропроцессорной системы на уровне "черного ящика" с полностью неизвестной внутренней структурой можно говорить лишь тогда, когда произведены ее испытания, в ходе которых реализованы все возможные комбинации входных воздействий, и в каждом случае проверена корректность ответных реакций. Однако исчерпывающее тестирование имеет практический смысл лишь для простейших элементов систем. Следствием этого является тот факт, что 8 MOV C,B MOV E,B MOV L,B MOV A,B ADC B SBB B XRA B CMP B RZ RC RPE * RM A B LDAX DCX B B LDAX DCX D D LHLD DCX * H LDA DCX * SP MOV MOV C,D C,E MOV MOV E,D E,E MOV MOV L,D L,E MOV MOV A,D A,E ADC ADC D E SBB SBB D E XRA XRA D E CMP CMP D E JZ RET * JC IN * N JPE PCHL XCHG * JM SPHL EI * 9 A B 9 DAD B DAD D DAD H DAD SP MOV C,C MOV E,C MOV L,C MOV A,C ADC C SBB C XRA C CMP C C D INR DCR C C INR DCR E E INR DCR L L INR DCR A A MOV MOV C,H C,L MOV MOV E,H E,L MOV MOV L,H L,L MOV MOV A,H A,L ADC ADC H L SBB SBB H L XRA XRA H L CMP CMP H L CZ CALL * CC * CPE * CM * C D E MVI C,# MVI E,# MVI L,# MVI A,# MOV C,M MOV E,M MOV L,M MOV A,M ADC M SBB M XRA M CMP M ACI # SBI # XRI # CPI # E F RRC RAR CMA CMC MOV C,A MOV E,A MOV L,A MOV A,A ADC A SBB A XRA A CMP A RST 1 RST 3 RST 5 RST 7 F 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F Приложение Система команд микропроцессора КР580ВМ80 (Intel 8080) 0 1 2 3 4 5 6 7 LXI STAX INX INR DCR MVI RLC 0 NOP B,# B B B B B,# LXI STAX INX INR DCR MVI RAL 1 D,& D D D D D,# LXI SHLD INX INR DCR MVI DAA 2 H.& * H H H H,# LXI STA INX INR DCR MVI STC 3 SP,& * SP M M M,# MOV MOV MOV MOV MOV MOV MOV MOV 4 B,B B,C B,D B,E B,H B,L B,M B,A MOV MOV MOV MOV MOV MOV MOV MOV 5 D,B D,C D,D D, E D,H D,L D,M D,A MOV MOV MOV MOV MOV MOV MOV MOV 6 H,B H,C H,D H,E H,H H,L H,M H,A MOV MOV MOV MOV MOV MOV MOV HLT 7 M,B M,C M,D M,E M,H M,L M,A ADD ADD ADD ADD ADD ADD ADD ADD 8 B C D E H L M A SUB SUB SUB SUB SUB SUB SUB SUB 9 B C D E H L M A ANA ANA ANA ANA ANA ANA ANA ANA A B C D E H L M A ORA ORA ORA ORA ORA ORA ORA ORA B B C D E H L M A POP JNZ JMP CNZ PUSH ADI RST C RNZ B * * * B # 0 POP JNC OUT CNC PUSH SUI RST D RNC D * N * D # 2 JP0 CPO PUSH ANI RST H XTHL E RPO * * H # 4 POP JP CP PUSH ORI RST RP DI F PSW * * PSW # 6 0 1 2 3 4 5 6 ошибки проектирования встречаются при эксплуатации, и для достаточно сложных систем нельзя утверждать об их отсутствии на любой стадии жизни системы. В основе почти всех методов испытаний лежит та или иная гипотетическая модель неисправностей, первоисточником которой служат неисправности, встречающиеся в практике. В соответствии с мо-делью в рамках каждого метода предпринимаются попытки создания тестовых наборов, которые могли бы обеспечить удовлетворительное выявление моделируемых неисправностей. Любой метод тестирования хорош ровно настолько, насколько правильна лежащая в его основе модель неисправности. Важным моментом является правильный выбор соотношения между степенью общности модели, стоимостью и степенью сложности формирования и прогона тестов, ориентированных на моделируемые неисправности. Чем конкретнее модель, тем легче создать для нее систему тестов, но тем выше вероятность того, что неисправность останется незамеченной. Если же модель неисправностей излишне общая, то из-за комбинаторного возрастания числа необходимых тестовых наборов и/или времени вычислений, требуемого для работы алгоритмов формирования тестов, она станет непрактичной и пригодной только для несложных систем. 7.4 Обнаружение ошибки и диагностика неисправности Дефект не может быть обнаружен до тех пор, пока не будут созданы условия для возникновения из-за него неисправности, результат которой должен быть, в свою очередь, передан на выход испытуемого объекта, для того чтобы сделать неисправность наблюдаемой. Метод испытаний должен позволить генерировать тесты, ставящие испытуемый объект в условия, при которых моделируемые неисправности проявляли бы себя в виде обнаруживаемых ошибок. Если испытуемый объект предназначен для эксплуатации, то при обнаружении ошибки необходимо произвести локализацию неисправности с целью ее устранения путем ремонта или усовершенствования испытуемого объекта. Диагностика неисправности - процесс определения причины появления ошибки по результатам тестирования. Отладка - процесс обнаружения ошибок и определение источников их появления по результатам тестирования при проектировании микропроцессорных систем. Средствами отладки являются приборы, комплексы и программы. Точность, с которой тот или иной тест локализует неисправности, называется его разрешающей способностью. Требуемая разрешающая способность определяется конкретными целями испытаний. Например, при испытаниях аппаратуры в процессе эксплуатации для ее ремонта часто необходимо установить, в каком сменном блоке изделия имеется неисправность. В заводских условиях желательно осуществлять диагностику неисправности вплоть до уровня наименьшего заменяемого элемента, чтобы минимизировать стоимость ремонта. В лабораторных условиях в процессе отладки опытного образца необходимо определять природу неисправности (физического или нефизического происхождения). В случае возникновения и проявления дефекта требуется локализовать место неисправности с точностью до заменяемого элемента, а при проявлении субъективной неисправности - с точностью до уровня представления (программного, схемного, логического и т. д.), на котором была внесена неисправность, и места. Так как процесс проектирования микропроцессорной системы содержит неформализуемые этапы, то отладка системы предполагает участие человека. Свойство контролепригодности системы. Успех отладки зависит от того, как спроектирована система, предусмотрены ли свойства, делающие ее удобной для отладки, а также от средств, используемых при отладке. Для проведения отладки проектируемая микропроцессорная система должна обладать свойствами управляемости, наблюдаемости, предсказуемости. Управляемость - свойство системы, при котором ее поведение поддается управлению, т. е. имеется возможность остановить функционирование системы в определенном состоянии, и затем сновва ее запустить. Наблюдаемость - свойство системы, позволяющее проследить за поведением системы, сменой ее внутренних состояний. Предсказуемость свойство системы, позволяющее установить систему в состояние, из которого все последующие состояния могут быть предсказаны. 7.5 Функции средств отладки Сроки и качество отладки системы зависят от средств отладки. Чем совершеннее приборы, имеющиеся в распоряжении инженера-разработчика, тем скорее можно начать отладку аппаратуры и программ и тем быстрее обнаружить ошибки, локализовать источники, устранение которых обойдется дороже на более позднем этапе проектирования. Средства отладки должны: 1) управлять поведением системы или/и ее модели на различных уровнях абстрактного представления;

2) собирать информацию о поведении системы или/и ее модели, обрабатывать и представлять на различных уровнях абстракции;

3) преобразовывать системы, придавать им свойства контролепригодности;

4) моделировать поведение внешней среды проектируемой системы. Под управлением поведением системы или ее модели понимаются определение и подача входных воздействий для запуска или останова системы или ее модели, для перевода в конкретное состояние последних. Чтобы определить место субъективной неисправности, которая может быть внесена на любой стадии проектирования, необходимо уметь собирать информацию о поведении системы и представлять ее в тех формах, которые приняты для данного проекта. Например, это могут быть вре-менные диаграммы, принципиальные электрические схемы, язык регистровых передач, ассемблер и др. В общем случае нельзя локализовать источник ошибки купать процессоры Pentium Pro, Intel не собиралась лишать массы передовой технологии. С этой целью Pentium Pro разделили на две части: процессор — отдельно, кэш — отдельно, соединив, правда, их автономной шиной, работающей на половинной частоте процессора (вся шинная архитектура получила название Dual Independent Bus - двойная независимая шина). Добавив к одной из половинок технологию ММХ и упаковав все в процессорный модуль (так называемый Single Edge Contact Cartridge - S.E.C), который требовал разработанного и запатентованного разъема (Slot 1), корпорация представила в мае 1997 г. новый процессор с почти королевским именем — Pentium II (Pentium Второй). Процессор содержит 7,5 млн транзисторов и работает на частотах от 233 до 450 MHz, при этом, начиная с частоты 333 MHz, выполняется по 0,25 мкм технологии. А будущее микропроцессорной техники связано сегодня с двумя новыми направлениями - нанотехнологиями и квантовыми вычислительными системами. Эти пока еще главным образом теоретические исследования касаются использования в качестве компонентов логических схем молекул и даже субатомных частиц: основой для вычислений должны служить не электрические цепи, как сейчас, а положение отдельных атомов или направление вращения электронов. Если "микроскопические" компьютеры будут созданы, то они обойдут современные машины по многим параметрам.

чтобы понизить напряжение питания ядра, что и было сделано в следующих моделях. Максимальная частота процессора Pentium составляет 200 MHz. Pentium Pro, представленный в ноябре 1995 г., был процессором шестого поколения. Он состоял из двух чипов: непосредственно процессора и кэш-памяти второго уровня, объем которой в старших моделях (Pentium Pro 200, август 1997 г.) достигал 1 MB. Объединение на одном кристалле процессора и кэш-памяти позволяло работать с ней на частоте процессора. Это увеличивало производительность, однако стоимость такой пластины была довольно высокой, и этот процессор не стал массовым. Правда, Intel и нацеливала его на рынок серверов и высокопроизводительных рабочих станций. Кроме этой новинки, модификации подверглась и микроархитектура процессора. Прежде всего, он стал суперконвейерным - количество стадий конвейера для целочисленных операций увеличилось с 5 до 14. Это стало возможным благодаря тому, что длинные CISC-инструкции перед выполнением транслировались в несколько коротких RISC-подобных инструкций. Далее в процессоре был реализован механизм выполнения инструкций с нарушением очередности их следования (out-of-order), или так называемое спекулятивное выполнение (speculative execution). Напомним, что традиционные процессоры в случае, когда выполняемая инструкция потребовала данные, которых не оказалось в кэш-памяти, или, чего доброго, они вообще находятся на диске, «тупо» ждут, когда данные будут им доставлены (механизм обработки потока инструкций). Вместо этого процессор Pentium Pro просматривает вплоть до 20 инструкций вперед и выполняет их в зависимости от их готовности, а не от порядка следования в программе. Результаты выполненных инструкций хранятся в специальном буфере и подаются на выход только тогда, когда подходит их очередь, предусмотренная программой (механизм обработки потока данных). Были расширены также возможности блока предсказания ветвлений, который мог теперь предсказывать множественные ветвления. Комбинация улучшенного механизма предсказания ветвлений, анализа потока данных и спекулятивного выполнения инструкций, которая была названа Intel «динамическим выполнением» (Dynamic Execution), позволила почти вдвое увеличить производительность Pentium Pro по сравнению с предыдущей моделью. Процессор Pentium Pro из-за высокой стоимости не смог вытеснить своих предшественников с этого сектора рынка. К тому же, и конкуренты не сидели сложа руки. Поэтому нет ничего удивительного в том, что Intel продолжала развивать линию процессоров Pentium. В январе 1997 г. ею был предложен публике процессор Pentium с технологией ММХ, предназначенной для повышения скорости выполнения мультимедиаприложений. Эта идея не блистала новизной - нечто подобное уже было реализовано компаниями Sun (SPARC VIA) и Hewlett-Packard (HP-PA MAX), что первоначальное название этой технологии MultiMedia extension было изменено Intel на MatrixMath extension. Несмотря на нежелание широкой публики бросить все и бежать по проектируемой системы, имея информацию о поведении системы только на ее внешних выводах, поэтому проектируемую систему преобразовывают. Например, прежде чем изготовлять однокристальную микроЭВМ с теми или иными "зашивками" ПЗУ, программы отлаживают на эмуляционном кристалле, у которого магистраль выведена на внешние контакты и вместо ПЗУ установлено ОЗУ. 7.6 Этапы проектирования микропроцессорных систем Микропроцессорные системы по своей сложности, требованиям и функциям могут значительно отличаться надежностными параметрами, объемом программных средств, быть однопроцессорными и многопроцессорными, построенными на одном типе микропроцессорного набора или нескольких, и т.д. В связи с этим процесс проектирования может видоизменяться в зависимости от требований, предъявляемых к системам. Например, процесс проектирования МПС, отличающихся одна от другой содержанием ПЗУ, будет состоять из разработки программ и изготовления ПЗУ. При проектировании многопроцессорных микропроцессорных систем, содержащих несколько типов микропроцессорных наборов, необходимо решать вопросы организации памяти, взаимодействия с процессорами, организации обмена между устройствами системы и внешней средой, согласования функционирования устройств, имеющих различную скорость работы, и т. д. Ниже приведена примерная последовательность этапов, типичных для создания микропроцессорной системы: 1. Формализация требований к системе. 2. Разработка структуры и архитектуры системы. 3. Разработка и изготовление аппаратных средств и программного обеспечения системы. 4. Комплексная отладка и приемосдаточные испытания. Этап 1. На этом этапе составляются внешние спецификации, перечисляются функции системы, формализуется техническое задание (ТЗ) на систему, формально излагаются замыслы разработчика в официальной документации. Этап 2. На данном этапе определяются функции отдельных устройств и программных средств, выбираются микропроцессорные наборы, на базе которых будет реализована система, определяются взаимодействие между аппаратными и программными средствами, временные характеристики отдельных устройств и программ. Этап 3. После определения функций, реализуемых аппаратурой, и функций, реализуемых программами, схемотехники и программисты одновременно приступают к разработке и изготовлению соответственно опытного образца и программных средств. Разработка и изготовление аппаратуры состоят из разработки структурных и принципиальных схем, изготовления прототипа, автономной отладки. Разработка программ состоит из разработки алгоритмов;

написания текста исходных программ;

трансляции исходных программ в объектные программы;

автономной отладки. Этап 4. см. Комплексная отладка. На каждом этапе проектирования МПС людьми могут быть внесены неисправности и приняты неверные проектные решения. Кроме того, в аппаратуре могут возникнуть дефекты. 7.7 Источники ошибок источники ошибок на Рассмотрим первых трех этапах проектирования. Этап 1. На этом этапе источниками ошибок могут быть: логическая несогласованность требований, упущения, неточности алгоритма. Этап 2. На данном этапе источниками ошибок могут быть: упущения функций, несогласованность протокола взаимодействия аппаратуры и программ, неверный выбор микропроцессорных наборов, неточности алгоритмов, неверная интерпретация технических требований, упущение некоторых информационных потоков. Этап 3. На этом этапе источниками ошибок могут быть: при разработке аппаратуры - упущения некоторых функций, неверная интерпретация технических требований, недоработка в схемах синхронизации, нарушение правил проектирования;

при изготовлении прототипа - неисправности комплектующих изделий, неисправности монтажа и сборки;

при разработке программных средств - упущения некоторых функций технического задания, неточности в алгоритмах, неточности кодирования. Каждый из перечисленных источников ошибки может породить большое число субъективных или физических неисправностей, которые необходимо локализовать и устранить. Обнаружение ошибки и локализация неисправности являются сложной задачей по нескольким причинам: вопервых, из-за большого числа неисправностей;

во-вторых, из-за того, что различные неисправности могут проявляться одинаковым образом. Так как отсутствуют модели субъективных неисправностей, указанная задача не формализована. Имеются определенные успехи в области создания методов и средств обнаружения ошибок и локализации физических неисправностей. Эти методы и средства широко используются для проверки работоспособного состояния и диагностики неисправностей дискретных систем при проектировании, производстве и эксплуатации последних. Субъективные неисправности отличаются от физических тем, что после обнаружения, локализации и коррекции больше не возникают. Однако, как следует из перечня источников ошибок, субъективные неисправности могут быть внесены на этапе разработки спецификации системы, а это означает, что даже после самых тщательных испытаний системы на соответствие ее внешним спецификациям в системе могут находиться субъективные неисправности. Процесс проектирования - итерационный процесс. Неисправности, пятистадийный конвейер (выборка инструкции, декодирование, формирование адреса, выполнение и запись в память результата), позволявший выполнять одну инструкцию за такт. Таким образом, это был первый скалярный процессор в семействе х86. Кроме этого, генерация 486-х знаменовала изменение парадигмы пользовательского интерфейса - переход от командной строки к технологии «указать-и-выбрать» (point-and-click). Хотя последняя модель 486DX4 вышла в марте 1994 г., можно сказать, что этот микропроцессор завершил 80-е, так как символом нового десятилетия стало следующее поколение процессоров Intel. 8.2 Процессоры 90-х Поскольку Intel не могла на законных основаниях защитить имя «586» от использования его другими компаниями, она решила отказаться от шаблона 80x86 для своих последующих моделей. Ее следующий чип вместо «лагерного» номера 586 получил звучное имя Pentium, которое, тем не менее, явно указывало на пятое поколение. Для того чтобы закрепить свою исключительность (а может, и по технологическим соображениям), для нового процессора был разработан и новый интерфейс с материнской платой — Socket 7. Кроме этого, Intel унифицировала дизайн семейства чипсетов, куда вошли Neptun, Triton FX, HX, VX и ТХ (последний - для Socket 7). Первый процессор Pentium 60 (число указывает тактовую частоту в MHz) был анонсирован в марте 1993 г. Он имел 32-разрядную архитектуру, однако разрядность шины памяти была увеличена до 64. На кристалле располагалось 3,1 млн транзисторов, и при частоте 60 MHz он показывал производительность 100 MIPS. Такая производительность достигалась за счет усовершенствованной микроархитектуры процессора. Два пятистадийных конвейера для операций над целыми числами, позволявшими выполнять две независимые инструкции за такт, и восьмистадийный конвейер для вещественной арифметики почти удваивали его вычислительные возможности по сравнению с чипом 486 такой же частоты. Увеличению производительности способствовало также использование небольшого кэша, известного как Branch Target Buffer (BTB), с помощью которого реализовывался механизм динамического предсказания ветвлений. Когда по ходу исполнения программы встречалось ветвление (условный переход), в буфере запоминались инструкция и адрес перехода. Эта информация использовалась для предсказания перехода при повторном выполнении данной инструкции. Механизм предсказания ветвлений был чрезвычайно эффективен, если программа содержала большое количество циклов. Кэш-память первого уровня разделялась на два буфера по 8 KB каждый - отдельно для данных и инструкций (так называемая гарвардская архитектура). Кэш данных имел два интерфейса — по одному на каждый конвейер, что позволяло за один такт поставлять данные для двух отдельных операций. Это был суперскалярный (более одной инструкции за такт) процессор, программно-совместимый с предыдущими моделями семейства х8б. Первые процессоры Pentium были очень «горячими», и единственный выход при 0,35 мкм конструкторских нормах состоял в том, времени он являлся единственным 32-разрядным микропроцессором, совместимым снизу вверх (начиная от 8086). Это сохраняло актуальность существующего прикладного ПО, стоимость которого достигала 6,5 млрд. долл. Процессор содержал 275 тыс. транзисторов, работал на частотах до 33 MHz, что позволяло повысить производительность до 11,4 MIPS. Его специфическими особенностями являлись истинная многозадачность, встроенное управление памятью, виртуальная память с разделением на страницы, защита программ и большое адресное пространство (4 GB адресуемой памяти и 64 ТВ виртуальной). Аппаратная совместимость с предыдущими моделями сохранялась посредством динамического изменения разрядности магистрали. Периферийные компоненты для Intel386 оптимизированы на достижение высокой производительности 32-битных систем и включают в себя такие основные 32-битные периферийные устройства, как контроллер DMA 82380, контроллеры кэш-памяти 82385, 82395 и математический сопроцессор Intel387. Каждое новое поколение архитектуры, развиваемое фирмой Intel, обеспечивает значительный рост производительности. В 1988 г, фирма Intel предложила микропроцессор Intel386SX, представляющий собой удешевленный вариант популярного ЦП Intel386 с 16-битной шиной данных. Он выполняет все 32-битные программы, написанные для ЦП Intel386. К концу 1988 г. микропроцессор Intel386SX был хорошо принят широким кругом пользователей. В 1989 г. фирма Intel представила микропроцессор Intel386DX. Он объединяет 1,2 миллиона транзисторов, имеет производительность, вдвое превышающую производительность ЦП Intel386, и обладает 100%-ной совместимостью с прежними изделиями семейства Intel386. В 1990 г. фирмой Intel был представлен первый член семейства архитектуры Intel386 с высокой степенью интеграции. микропроцессор Intel386SL При объединении ЦП Intel386SL с однокристальной микросхемой 82360SL, удовлетворяющей стандарту ISA, обеспечивается малое потребление энергии и габариты, требуемые в портативных персональных компьютерах. Вместе с тем обеспечивается полная совместимость с программным обеспечением предшествующего поколения. Процессор Intel486SX был представлен в октябре 1989 г. Этот процессор обеспечивает переход на технологию Intel486 для малых учрежденческих систем. В 1991 г. фирма Intel также представила микропроцессор Intel486DX с рабочей частотой 50 МГц, повысивший производительность семейства Intel486DX на 50 процентов. Он содержал 1,2 млн транзисторов, базовая модель показывала производительность 20 MIPS. Итак, это был первый процессор со встроенными математическим сопроцессором и кэш-памятью первого уровня. Для его старших моделей (Intel486DX2, 1992 г.) впервые была применена технология умножения частоты, позволявшая работать на частотах, кратных частоте системной шины, — чип разгонялся до 120 MHz. Микроархитектура чипа впервые использовала концепции RISC-архитектуры и реализовала полноценный обнаруженные на этапе приемосдаточных испытаний, могут привести к коррекции спецификаций, а следовательно, к началу проектирования всей системы. Обнаруживать неисправности необходимо как можно раньше, для этого надо контролировать корректность проекта на каждом этапе разработки. 7.8 Проверка правильности проекта Основные методы контроля правильности проектирования следующие: верификация - формальные методы доказательства корректности проекта;

моделирование;

тестирование. Существует много работ по верификации программного обеспечения, микропрограмм, аппаратуры. Однако эти работы носят теоретический характер. На практике пока используют моделирование поведения объекта и тестирование. Для контроля корректности проекта на каждом этапе проектирования необходимо проводить моделирование на различных уровнях абстрактного представления системы и проверку правильности реализации заданной модели путем тестирования. На этапе формализации требований контроль корректности особо необходим, поскольку многие цели проектирования не формализуются или не могут быть формализованы в принципе. Функциональная спецификация может анализироваться коллективом экспертов или моделироваться и проверяться в опытном порядке для выявления, достигаются ли желаемые цели. После утверждения функциональной спецификации начинается разработка функциональных тестовых программ, предназначенных для установления правильности функционирования системы в соответствии с ее функциональной спецификацией. В идеальном случае разрабатываются тесты, целиком основанные на этой спецификации и дающие возможность проверки любой реализации системы, которая объявляется способной выполнять функции, оговоренные в спецификации. Этот способ - полная противоположность другим, где тесты строятся применительно к конкретным реализациям. Независимая от реализации функциональная проверка обычно заманчива лишь в теоретическом плане, но практического значения не имеет из-за высокой степени общности. Автоматизация утомительной работы по составлению тестовых программ не только сокращает продолжительность периода конструирования/отладки за счет получения тестовых программ на этапе конструирования (поскольку они могут быть сгенерированы сразу после формирования требований к системе), но и позволяет проектировщику изменять спецификации, не заботясь о переписывании всех тестовых программ заново. Однако на практике разработке тестов часто присваивают более низкий приоритет по сравнению с проектом, поэтому тестовые программы появляются значительно позже его завершения. Но даже если детальные тесты оказываются подготовленными, часто практически нецелесообразно запускать их на имитаторе, так как детальное моделирование требует больших затрат средств на разработку программ и времени на вычисление, в результате большая часть работы по отладке должна откладываться до момента создания прототипа системы. После обнаружения ошибки должен быть локализован ее источник, чтобы провести коррекцию на соответствующем уровне абстрактного представления системы и в соответствующем месте. Ложное определение источника ошибки или проведение коррекций на другом уровне абстрактного представления системы приводит к тому, что информация о системе на верхних уровнях становится ошибочной и не может быть использована для дальнейшей отладки при производстве и эксплуатации системы. Например, если неисправность внесена в исходный текст программы, написанной на языке ассемблера, а коррекция проведена в объектном коде, то дальнейшая отладка программы ведется в объектном коде;

при этом все преимущества написания программы на языке ассемблера сводятся на нет. 7.9 Автономная отладка Процесс отладки прототипа проектируемой системы должен начинаться с отладки аппаратуры и отладки программ. Отладка аппаратуры предполагает тестирование отдельных устройств микропроцессорной системы - процессора, ОЗУ, контроллеров, блока питания, генератора тактовых импульсов путем подачи тестовых входных воздействий и приема ответных реакций. Тестовые входные воздействия и ответные реакции определяются, исходя из спецификаций на устройства, а также структурных схем устройств. При этом проверяются реальная аппаратура прототипа, спецификации, структурные схемы и отлаживаются тесты. После отладки отдельных устройств проверяется их взаимодействие. Процессор системы работает с шинами адресов, данных и управления. Анализируя их сигналы, можно проконтролировать выполнение программы в процессоре. Поскольку ША и ШД синхронные, их работу лучше всего проверить с помощью методов логических состояний. Перед анализом последовательностей данных на этих шинах необходимо удостовериться в том, что сигналы, управляющие взаимодействием процессора с другими устройствами, выдаются в соответствующем порядке. Поскольку ШУ состоит из линий, работающих асинхронно, необходимо просматривать сигналы многих линий в течение одного и того же промежутка времени. Для анализа асинхронной работы линий управления необходимо также наблюдать за сигналами на них при возникновении определенного события, чтобы можно было четко разделить и идентифицировать различные состояния линий. Например, среди сигналов ШУ могут быть сигналы длительностью всего несколько наносекунд, но могут также возникать кратковременные ложные узкие импульсы, вызванные перекрестными помехами или шумами. После того как доказана работоспособность ШУ, проводится дальнейшая проверка работы аппаратуры при различных режимах адресации процессора и кодах выбираемых данных. Для проверки выполнения 8. Отличия Intel 8086 (88) от современных микропроцессоров Чипы 8086/88 завершали не только десятилетие, но были и последними моделями, воплощавшими определенную концепцию микроархитектуры. Несмотря на впечатляющие различия маргинальных моделей по вычислительным возможностям, они были достигнуты, в основном, благодаря экстенсивному развитию: увеличивались количество транзисторов, регистров, разрядность, тактовая частота. Последующее десятилетие ознаменовалось появлением концептуально новых моделей. 8.1 Процессоры 80-х Опираясь на архитектуру 8086 и учитывая запросы рынка, фирма Intel разработала два микропроцессора. 80186 и 80286. Отличающийся высокой степенью интеграции, микропроцессор 80186 был разработан для рынка встроенных управляющих систем. В феврале 1982 г. Intel выпустила микропроцессор 80286 (286 в дальнейшем), где реализован ряд возможностей, позволявших рассматривать его как «настоящий процессор». Это был первый процессор, который мог выполнять программы своего предшественника. Впоследствии программная совместимость стала характерной чертой для семейства процессоров Intel. Чип 286 был полностью 16-разрядным с 24-разрядной шиной адреса, содержал 134 тыс. транзисторов и работал на частотах вплоть до 12 MHz, что позволяло ему достичь производительности 2,66 MIPS. Процессор имел два режима работы: режим реального адреса (реальный режим) и защищенный режим виртуального адреса (защищенный режим). В первом режиме процессор вел себя, как более быстродействующий микропроцессор 8086. Во втором режиме он мог адресовать 16 MB физической памяти и до 1 GB виртуальной, и, что самое главное, защищенный режим позволял реализовать многозадачность. Этот процессор выпускался почти шесть лет и, по некоторым данным, был установлен примерно на 15 млн компьютеров. Именно этот чип использовался в IBM PC AT. Микропроцессор 80286 предназначался для рынка персональных компьютеров и рабочих станций, где требовались программная совместимость и высокая производительность. В высокопроизводительном микропроцессоре 80286 впервые были микросхемно реализованы такие современные возможности, как многозадачность и управление виртуальной памятью. Для него были разработаны такие периферийные компоненты, как математический сопроцессор lntel287, микросхемы ввода-вывода, контроллер DMA и другие периферийные устройства системы. В октябре 1985 г. появился процессор 80386, представляющий собой значительный шаг вперед по сравнению со своим предшественником. Прежде всего, это был первый полностью 32-разрядный процессор для ПК, который мог «перемалывать» вдвое больше данных за один такт, чем 286. Для своего времени, т. е. корректность ее функционирования зависит от времени выполнения отдельных программ и скорости работы аппаратуры. Поэтому система считается отлаженной после того, как рабочие программы правильно функционируют на действительной аппаратуре системы в реальных условиях. Дополнительным свойством, которым должны обладать средства комплексной отладки по сравнению со средствами автономной отладки, является возможность управления поведением МПС и сбора информации о ее поведении в реальном времени. Тенденция развития средств отладки микропроцессорных систем состоит в объединении свойств нескольких приборов в одном комплексе, в создании универсальных средств, пригодных для автономной отладки аппаратуры, генерации и автономной отладки программ и комплексной отладки системы. Эти средства позволяют вести разработку и отладку, постепенно усложняя аппаратуру и программы. При этом разработка, изготовление и отладка планируются поэтапно с нарастанием сложности;

новая, неотлаженная аппаратура и программа вводятся в создаваемую систему, присоединяются к проверенной ее части. Если отладка программ ведется с использованием эмуляционного ОЗУ, а затем изготовляются микросхемы ПЗУ, то микропроцессорная система должна быть протестирована. Средства отладки на последних этапах не должны влиять на правильность функционирования системы, вносить задержки, дополнительные нагрузки. При комплексной отладке наряду с детерминированным используется статистическое тестирование, при котором МПС проверяется при изменении исходных переменных в соответствии со статистическими законами работы источников информации. Полнота контроля работоспособности проектируемой системы возрастает за счет расширения диапазона возможных сочетаний переменных и соответствующих им логических маршрутов обработки информации. Существуют пять основных приемов комплексной отладки микропроцессорной системы: 1) останов функционирования системы при возникновении определенного события;

2) чтение (изменение) содержимого памяти или регистров системы;

3) пошаговое отслеживание поведения системы;

4) отслеживание поведения системы в реальном времени;

5) временное согласование программ. Комплексная отладка завершается приемосдаточными испытаниями, показывающими соответствие спроектированной системы техническому заданию. Для проведения комплексной отладки МПС используют логические анализаторы и комплексы: оценочные, отладочные, развития микропроцессоров, диагностирования, средств отладки.

процессором инструкций разрабатывается тестовая программа, которая помещается в ОЗУ или ППЗУ. При этом проверяется временная диаграмма сигналов и прохождения данных в системе (как осуществляется передача информации по отношению к строб-сигналам). Если тестовая программа системный проверяющий тест пройдет успешно, можно утверждать, что автономно аппаратура отлажена. При автономной отладке аппаратуры могут потребоваться приборы, умеющие: а) выполнять функции аналогового прибора, т. е. измерять напряжение и ток;

воспроизводить форму сигнала, подавать импульсы определенной формы и т. д.;

б) подавать последовательность сигналов одновременно на несколько входов в соответствии с заданной временной диаграммой или заданным алгоритмом функционирования аппаратуры, представленным в спецификации на языке высокого уровня, или другим способом;

собирать значения сигналов многих линий в течение одного и того же промежутка времени, который определяется задаваемыми, программируемыми событиями - комбинацией или последовательностью сигналов на линиях, например, ложным сигналом на линии;

обрабатывать и представлять собранную информацию либо в виде временной диаграммы, либо в виде диаграммы или таблицы логических состояний, либо на языке высокого уровня, например, языке регистровых передач. Для автономной отладки аппаратуры широко используются осциллографы, вольтметры, амперметры, частотомеры, генераторы импульсов, позволяющие отлаживать аппаратуру на схемном уровне. Чтобы автономно отладить аппаратуру МПС на более высоком уровне, применяют логические анализаторы, генераторы слов, пульты, комплексы диагностирования. 7.10 Отладка программ Отладка программ микропроцессорной системы проводится, как правило, на тех же ЭВМ, на которых велась разработка программ, и на том же языке программирования, на котором написаны отлаживаемые программы, и может быть начата на ЭВМ даже при отсутствии аппаратуры МПС. При этом в системном программном обеспечении ЭВМ должны находиться программы (интерпретаторы или эмуляторы), моделирующие функции отсутствующих аппаратных средств. Так, разработка и автономная отладка программных средств может вестись на больших ЭВМ, миниЭВМ, микроЭВМ, система команд которых не совпадает с системой команд используемого микропроцессора. Кроме того, при отладке программ может отсутствовать внешняя среда микропроцессорной системы, ее также необходимо моделировать. Проверка корректности программ, т.е. проверка соответствия их внешним спецификациям, осуществляется тестированием. Программы проверяются на функционирование с различными исходными данными. Результаты функционирования программ сравниваются с эталонными значениями.

Отладка программ подразделяется на следующие этапы: планирование отладки;

составление тестов и задания на отладку;

исполнение программ;

информирование о результатах исполнения программ по заданным исходным данным;

анализ результатов, обнаружение ошибок и локализация неисправностей. Существует два способа начального тестирования программ: пошаговый режим и трассировка программ. В пошаговом режиме программа выполняется по одной команде за один раз, а пользователь анализирует содержимое памяти, регистров и т.д., чтобы проверить, соответствуют ли результаты ожидаемым. Пошаговый режим может быть трудоемким, если средства отладки будут требовать отдельных команд после каждого шага для того, чтобы показать необходимую информацию в понятном для пользователя виде. Имеются средства отладки, автоматически показывающие после каждого шага содержимое регистров процессора и ячеек памяти, используемых в последней команде, и несколько следующих команд. Пошаговый режим является весьма мощным средством предварительного тестирования, так как позволяет обнаруживать неисправности, прежде чем они существенно исказят программу и данные. Кроме того, неоднократно проходя отдельными шагами через один и тот же участок объектной программы, программист может легко изменять содержимое регистров и ячеек памяти, особенно если средства отладки имеют динамически обновляемый дисплей, и тем самым проверить работу программы в разных условиях. Этот интерактивный режим отладки программы позволяет разработчику постоянно упреждать, что будет делать его программа, и оперативно обнаруживать ошибку. Однако пошаговый режим с автоматическим показом результатов возможен только тогда, когда средства отладки содержат в своем составе дисплей с прямым доступом в память, так как после каждого шага на экране дисплея нужно показывать большой объем информации. Исполнение программ осуществляется по шагам последовательно во времени и в соответствии с заданиями, содержащимися в операторах. При этом производится переработка значений переменных и определение оператора приемника. Если в ходе исполнения программы регистрируется последовательность операторов, реализуемых на каждом шаге процесса, то получается трасса или маршрут исполнения программы, который для конкретной программы зависит только от значений исходных данных. Трассировка программ больше пригодна для отладочных средств, имеющих медленный, последовательный терминал. Программа-отладчик выполняет непрерывно команду за командой и выводит содержимое регистров процессора на терминал после каждого шага. Некоторые отладчики выводят также на терминал команды в дизассемблерной форме. Но при этом способе содержимое памяти не выводится на терминал и разработчик должен сам делать выводы об изменениях в ней. Отслеживание программы продолжается автоматически до тех пор, пока не будет остановлено извне. Результатом трассировки программы будут данные на экране дисплея или же в случае использования в качестве терминала печатающего устройства длинная распечатка с ходом выполнения программы. Программист, анализируя эти данные, может обнаружить ошибки. Трассировка программ не дает, однако, возможности изменять содержимое памяти и регистров и может послужить причиной того, что программа разрушит себя или свои данные прежде, чем отслеживание будет остановлено. Отдельные участки программы после проверки, используя пошаговый режим или трассировку, можно объединить и проверить с помощью установки контрольных точек, вводимых в программу и прерывающих ее исполнение, для передачи управления программеотладчику. По контрольным точкам можно по желанию выполнить избранные участки программы и проанализировать результаты. Контрольные точки устанавливаются обычно для конкретной команды, но в некоторых системах предусматриваются прерывания программы при чтении или записи данных в определенные ячейки памяти. Возможны и более сложные условия прерывания программы. Расстановка контрольных точек предполагает, что программист связывает с ней точный адрес памяти. Для некоторых отладчиков программист задает абсолютный шестнадцатеричный адрес. Последние отладчики допускают символьные значения адресов, которые программист определяет в исходной программе;

это позволяет значительно экономить время, распечатывая после каждого редактирования и транслирования программы новую копию листинга. При тестировании можно планировать проверку всех возможных маршрутов исполнения программы для разных исходных переменных. Однако это реализуемо только для очень простых программ небольшого объема при малых диапазонах изменения исходных данных. Поэтому при планировании отладки программ применяют критерии полноты тестирования, которые, однако, не гарантируют полной проверки программ. Выбор критерия зависит от наличия ресурсов для тестирования и структурной сложности отлаживаемой программы. Критерии характеризуются глубиной контроля программ и объемом проверок. В процессе отладки основная часть неисправностей в программах обнаруживается и затем устраняется. Однако всегда возможен пропуск нескольких неисправностей. Средства отладки программ должны: а) управлять исполнением программ (останавливать, изменять порядок, запускать и т. д.);

б) собирать информацию о ходе выполнения программы;

в) обеспечивать обмен информацией (диалог) между программистом и ЭВМ на уровне языка программирования;

Pages:     | 1 ||



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.