Если у вас возникли сложности с курсовой, контрольной, дипломной, рефератом, отчетом по практике, научно-исследовательской и любой другой работой - мы готовы помочь.
Предоплата всего
Подписываем
Министерство образования и науки РФ
Тверской государственный технический университет
В.И. Миронов
Регистрация информации в современных ЭВМ.
Учебное пособие
Издание 1-е
Тверь 2011
УДК 681.32 ( 075.8 )
ББК 32.973я7
Миронов, В.И. Регистрация информации в современных ЭВМ: учебное пособие для вузов / В.И. Миронов. Изд. 1-е. Тверь: ТГТУ, 2011. 80 с.
Проведена классификации внутри машинной информации, обрабатываемой при помощи современных ЭВМ, подробно рассмотрены способы физической реализации одного двоичного разряда, внутри машинное представление «данных» и основных элементов «управляющей информации» – машинных команд. Все теоретические выкладки под-тверждены достаточным количеством примеров.
Предназначено для более глубокого изучения и понимания дисциплин «Вычислительные системы, сети и телекоммуникации», «Архитектура ЭВМ и систем», «Организация ЭВМ и систем» и других дисциплин, связанных с эксплуатацией и использованием ЭВМ.
Рецензенты:
ISBN ©Тверской государственный
технический университет, 2011
Предисловие
История развития вычислительной техники занимает сравнительно небольшой интервал времени в развитии современного общества. Если исходить из того, что первая ЭВМ появилась в 1940 году, то вся история развития вычислительной техники составляет всего 70 лет. Много это или мало? С точки зрения общего пути развития человечества – это ничтожно мало, с точки зрения реальной жизни людей это – одно или два поколения. Следует также отметить, что таких темпов развития не знала ни одна другая отрасль науки и техники. За эти годы прошло, сменяя одно другим, четыре поколения электронно-вычислительных машин. Триггер, являю-щийся во всех поколениях основным и самым массовым элементом ЭВМ любого поколения, за эти годы претерпел колоссальные изменения. В 1940–1950 годах он представлял из себя трехмерную громоздкую элек-тронную схему, собранную из дискретных радиодеталей: резисторов, конденсаторов, электронных ламп, общим весом примерно 400 граммов.
В самых первых триггерах ЭВМ 1-го поколения, в качестве активных элементов, использовались даже не электронные лампы, а реле. За прошедшие годы сам триггер конструктивно претерпел очень сильные изменения, сократившись в размерах в миллионы и миллиарды раз. В современных ЭВМ триггер – это несколько молекул полупроводникового материала с объемом и весом в 104–106 раз меньшим триггера ЭВМ 1-го поколения. В результате, появилась реальная возможность в одних и тех же физических объемах размещать значительно большее количество триггеров, тем самым значительно увеличивать количество двоичной информации, одновременно зафиксированной и представленной в узлах, блоках и устройствах ЭВМ.
Сокращение размеров триггера сделало возможным создание переносных, а далее и карманных компьютеров, имеющих значительно лучшие характеристики по быстродействию и объемам хранимой информации, чем у многотонных вычислительных машин 3-го поколения серии ЕС ЭВМ. Такая эволюция основного элемента ЭВМ – триггера потребовала огромных материальных затрат и многолетней напряженной работы многомиллионной армии научных сотрудников целого ряда стран, в том числе России. Та вычислительная техника, над созданием которой трудились ученые, и о которой писали, как о чем-то фантастическом и почти несбыточном, 30–40 лет назад, теперь доступна абсолютному большинству населения и свободно продается в магазинах. Существующие всевозможные сети ЭВМ, колоссальное количество сервисного периферийного оборудования, обеспечивающего передачу любой информации на любые расстояния, безусловно, самым выгодным образом отличают существующую ситуацию в области вычислительной техники от той, которая была совсем недавно – 20–30 лет назад.
Устройства ввода информации с перфокарт и вывода информации на широкую построчную печать ЭВМ 3-го поколения в настоящее время выглядели бы просто грохочущими монстрами по сравнению с лазерными принтерами, сканерами и т. д. Несмотря на внешние различия и значения основных параметров, вычислительная техника разных поколений использовалась для ускорения процессов обработки информации. Сама обрабатываемая информация менялась при переходе от поколения к поколению. ЭВМ 1-го поколения могли обрабатывать только числовую информацию, в ЭВМ 2-го поколения удалось добавить алфавитную, 3-го – графическую, 4-го – мультимедийную. Тем не менее, нельзя утверждать, что все виды информации уже охвачены машинной обработкой. Безусловно, сделано гораздо меньше, чем еще предстоит сделать в будущем. Работы в области обработки информации хватит еще не на одно поколение ученых.
Настоящее учебное пособие посвящено классификации информации, которая обрабатывается в современных вычислительных машинах, и анализу существующих способов ее внутри машинного представления.
Квалифицированная работа в современных информационных системах невозможна без четкого и грамотного понимания процессов обработки и хранения информации в различных устройствах ЭВМ. Технологические информационные системы, оснащенные современными микроконтроллерами, датчиками, требуют еще больших усилий в этом направлении. Практически все производственные линии, приобретенные за границей, оснащены автоматизированными технологическими систе-мами управления, которые не только со временем будут выходить из строя, но и в самом начале эксплуатации потребуют наличия грамотного персонала, хотя бы для элементарной адаптации к реальным технологическим процессам. Обеспечение надежной и эффективной работы таких автоматизированных производств невозможно без техников-программистов, владеющих навыками программирования микро-контроллеров и имеющих представление о процессах обработки внутри машинной информации.
Глава 1
Основные сведения об информации
С точки зрения технических и гуманитарных наук существует достаточно много вариантов определения понятия информация. Оно является одним из фундаментальных в современной науке и базовым для информатики, многозначно и имеет множество определений, раскрывающих ту или иную грань этого понятия. В зависимости от области знания существуют различные подходы к определению понятия информации. В философском словаре говорится, что информация (лат. information –разъяснение, изложение) – это, во-первых, некоторые сведения, совокупность каких-либо данных, знаний; во-вторых, одно из основных понятий кибернетики. В неживой природе понятие информации связывают с понятием отображения. В быту под информацией понимают сведения, которые нас интересуют, т.е. сведения об окружающем мире и протекающих в нем процессах, воспринимаемые человеком или специальными устройствами (субъективный подход).
Информация для человека – это знания, которые он получает из различных источников. С помощью всех своих органов чувств человек получает информацию из внешнего мира. В лингвистике под информацией понимают не любые сообщения, а только те из них, которые обладают новизной или полезностью, т.е. учитывается смысл сообщения; в технике – сообщения, передаваемые в форме знаков или сигналов; в теории связи – любую последовательность символов, не учитывая их смысла. В теории информации рассматривают не любые сведения, а те, которые снимают полностью или уменьшают существующую до их получения неопределенность.
Информация по своей физической природе может быть числовой, текстовой, графической, звуковой, видео и др. Она также может быть постоянной (не меняющейся), переменной, случайной, вероятностной. Наибольший интерес представляет переменная информация, так как она позволяет выявлять причинно-следственные связи в процессах и явлениях. Существуют различные способы оценки количества информации. Классическим является подход, использующий формулу К. Шеннона. Применительно к двоичной системе она имеет вид
Н = log 2 N, (1.1)
где Н – количество информации, несущей представление о состоянии, в котором находится объект; N – количество равновероятных альтер-нативных состояний объекта.
Исходя из особенностей физических элементов, из которых построены узлы, блоки и устройства ЭВМ, еще на заре разработки принципов построения ЭВМ в 1936 году было четко определено, что любая информация, обрабатываемая ЭВМ, может иметь только двоичное представление при помощи цифр «0» и «1». Различные виды информации (числа, тексты, графика, звук, видеоинформация) имеют свои правила кодирования.
До последнего времени практически все системы связи России, системы передачи аудио- и видеоинформации, включая центральное радио и телевидение, строились на принципах передачи аналоговой информации. Это подразумевало выполнение процедур модуляции (преобразование данных в высокочастотные сигналы при передаче) и демодуляции для обратного преобразования и воспроизведения принятых данных.
С развитием микроэлектроники и компьютерных технологий все большее распространение получают цифровые системы передачи данных. В их основу положены процедуры квантования аналоговой информации по времени и величине. Значения функции у =f(t) измеряются с большой точностью в моменты времени 0, t, 2 t,…, n t, (t=const). Эта последовательность дискретных измерений пересылается абоненту, у которого по ним воссоздается значение функции. Качество воспроизведения функции y=f(t) может быть очень высоким.
По скорости изменения обрабатываемых цифровых данных информация может быть условно разделена на два вида: статическую и динамическую. Например, числовая, логическая и символическая информация является статической, так как ее значение не связано со временем. В отличие от перечисленных типов вся аудиоинформация имеет динамический характер. Она существует только в режиме реального времени, ее нельзя остановить для более подробного изучения. Если изменить масштаб времени (увеличить или уменьшить), аудиоинформация искажается. Это свойство иногда используется для получения звуковых эффектов. Видеоинформация может быть как статической, так и динамической. Статическая видеоинформация включает тексты, рисунки, графики, чертежи, трехмерные таблицы и др. Рисунки делятся также на плоские – двумерные и объемные – трехмерные. Динамическая видеоинформация – это видео-, мульт- и слайд-фильмы. Динамическая видеоинформация используется либо для передачи движущихся изображений (анимация), либо для последовательной демонстрации отдельных кадров вывода (слайд-фильмы). Для демонстрации анимационных и слайд-фильмов используются различные принципы. Анимационные фильмы демонстрируются так, чтобы зрительный аппарат человека мог зафиксировать отдельные кадры. В современных высококачественных мониторах и телевизорах с цифровым управлением кадры сменяются до 70 раз в секунду, что позволяет высококачественно передавать движение объектов. При демонстрации слайд-фильмов каждый кадр экспонируется на экране столько времени, сколько необходимо для восприятия его человеком (обычно от 30 сек до 1 мин). Слайд-фильмы можно отнести к статической информации.
Видеоинформация представляется в виде характеристик значений каждой точки – пиксела (picture element), рассматриваемой в качестве наименьшей структурной единицы изображения. Количество высвечиваемых одновременно пикселов на экране дисплея определяется его разрешающей способностью. В качестве характеристик графической информации выступают: координаты точки (пиксела) на экране, цвет пиксела, цвет фона (градация яркости). Вся эта информация хранится в видеопамяти дисплея. При выводе графической информации на печать изображение также воспроизводится по точкам. Изображение может быть представлено и в векторной форме. Тогда оно составляется из отрезков линий (в простейшем случае – прямых), для которых задаются: начальные координаты, угол наклона и длина отрезка (может указываться и код используемой линии). Векторный способ имеет ряд преимуществ перед матричным: изображение легко масштабируется с сохранением формы, является «прозрачным» и может быть наложено на любой фон и т. д. При выводе даже алфавитно-цифровой статической информации на дисплей необходимо представить не просто цифровой код, а соответствующую ему картинку, так как каждый символ имеет свою форму. Описание формы каждого символа хранится в специальной памяти дисплея – знакогенераторе. Высвечивание символа на экране дисплея осуществляется с помощью точек, образующих символьную матрицу. Каждый пиксел в такой матрице является элементом изображения и может быть ярким или темным. Темная точка кодируется цифрой «0», светлая – цифрой «1». Если изображать в матричном поле темные пикселы точкой, а светлые – звездочкой, то можно графически изобразить форму символа. Программы, работающие в операционной среде Windows, применяют совершенно другую кодовую таблицу, поддерживающую векторные шрифты TrueType. В ней отсутствуют все символы псевдографики, так как используется настоящая графика.
Кодирование аудиоинформации – процесс более сложный. Аудиоинформация является аналоговой. Для преобразования ее в цифровую форму используют аппаратные средства: аналого-цифровые преобразователи (АЦП), в результате работы которых аналоговый сигнал оцифровывается – представляется в виде числовой последовательности. Для вывода оцифрованного звука на аудиоустройства необходимо проводить обратное преобразование, которое осуществляется с помощью цифро-аналоговых преобразователей (ЦАП).
Способы представления и преобразования информации в ЭВМ, ее координирование и преобразование имеют важное значение в информационных системах, и в значительной степени зависят от стандартов, используемых в отдельных странах и фирмах, от типов оборудования и других условий. С появлением вычислительных сетей, в которых информация циркулирует между странами и континентами, претерпевая многократные перекодировки, к проблемам внутри машинного представления и идентификации добавились проблемы ее адекватного воспроизведения. Существует множество стандартов представления различных видов информации, используемых в сетях связи, МТК-5, КОИ-7, ДКОИ-8, EBDIC, кодировки DOS, Windows, Западно-европейская и др. Исходя из определения и предназначения ЭВМ, все виды информации, перечисленные в данном параграфе, должны иметь свои собственные правила и способы представления на устройствах ЭВМ. Общими для всех способов внутри машинного представления информации является ее отображение двоичными кодами с использованием цифр двоичной системы счисления «0» и «1». Учитывая тот факт, что для внутри машинного представления всех видов информации используются двоичные коды, вопрос о существующих способах физической реализации одного двоичного разряда можно отнести к одному из крайне значимых и актуальных.
Глава 2
Способы физической реализации
одного двоичного разряда
Способы физической реализации одного двоичного разряда неоднозначны и напрямую связаны с принципами построения и функционирования отдельно взятых устройств ЭВМ. С точки зрения физических процессов передачи двоичной информации, следует отметить большую степень однородности и консервативности используемых методов и способов: как правило, это электрические импульсы, стандартные по длительности и амплитуде. В связи с тем, что набор устройств и принципы построения их узлов и блоков существенно менялись в процессе эволюционного развития вычислительной техники, подробно имеет смысл рассматривать только способы физической реализации и передачи одного двоичного разряда, которые получили практическое воплощение в современных ЭВМ 4-го поколения:
1. Движущийся участок магнитного носителя, состоящий из элементарных магнитов – доменов, которые могут быть сориентированы в двух противоположных направлениях: по направлению движения носителя – значение «1», против движения носителя – значение «0».
2. Триггер – электронный прибор, который может иметь только два устойчивых состояния, одно из которых закрепляется за значением «1», другое – за значением «0».
В более ранних ЭВМ 1, 2 и 3-го поколений использовались отличные от существующих менее эффективные способы физической реализации одного двоичного разряда:
1. Позиция на бумажном носителе информации – перфокарте или перфоленте. Наличие в позиции прямоугольного (для перфокарты) и круглого (для перфоленты) отверстий соответствовало значению «1», отсутствие значению «0».
2. Электронная лампочка на пульте управления ЭВМ или какого-нибудь устройства: горящая лампочка – значение «1», негорящая – значение «0».
3. Неподвижный тороидальный ферритовый сердечник, ориентация доменов в котором по часовой стрелке соответствовала значению «1», против – значению «0».
Поскольку ЭВМ 1, 2 и 3-го поколений остались в прошлом и не только не выпускаются, но и не эксплуатируются, то, безусловно, следует подробно рассматривать только те способы физической реализации одного двоичного разряда, которые используются в современных ЭВМ.
2.1. Движущийся участок магнитного носителя информации
Данный способ физической реализации одного двоичного разряда использовался и используется в следующих запоминающих устройствах ЭВМ:
НМБ и НМЛ в современных машинах не используются, поэтому рассматривать целесообразно способы записи и считывания информации в НМД. Для хранения информации в НМД используется одна или несколько круглых пластин, изготовленных из прочных легких материалов, называемых подложкой, покрытых с одной или двух сторон магнитным материалом, состоящим из доменов – элементарных магнитов, способных реагировать на внешнее магнитное поле (рис. 2.1). Одной из характеристик магнитного материала является толщина покрытия «Н».
Операции «записи» и «считывания» двоичной информации в НМД осуществляются в процессе взаимодействия движущейся магнитной поверхности (МП) магнитного диска и неподвижной магнитной головки (МГ) (рис. 2.2).
Магнитная головка представляет собой миниатюрный электромагнит, изготавливаемый, как правило, из магнитомягкого материала. Со стороны контакта МГ с МП имеется прорезь – воздушный зазор, расположенный перпендикулярно к магнитной поверхности диска.
Ось вращения
Рабочая магнитная поверхность
Н
Подложка
Рис. 2.1. Структура односторонней пластины магнитного диска
На магнитную головку наносятся, как правило, две обмотки: одна для выполнения операции «записи», другая для выполнения операции «считывания». Силовые линии магнитного поля, сформированного током записи Iзап «1», направлены по часовой стрелке и находятся внутри тороидального сердечника. При прохождении через воздушный зазор они выходят за контуры сердечника и проникают в магнитный слой, находящийся под МГ, осуществляя соответствующую ориентацию доменов в течение всего времени воздействия сигналов Iзап «1» и Iзап «0». При воздействии током Iзап «1» домены ориентируются в направлении движения магнитной дорожки (1 и 2-й участки), что соответствует записи на этих участках значения «1». При воздействии током Iзап «0», домены ориентируются в направлении противоположном движению магнитной дорожки (3-й участок), что будет соответствовать записи на этот участок значения «0».
В рабочем состоянии диск или диски постоянно находятся во вращении. Скорость вращения НМД более 7200 об/мин. При подключении питания к ЭВМ НМД (жесткий диск) приводится в рабочее состояние, что проявляется в виде шумового эффекта, обусловленного высокой скоростью его вращения.
Информация на магнитных пластинах размещается на концентрических окружностях, которые называются магнитными дорожками (МД). Количество двоичной информации, которое можно разместить на одной МД, одинаково и не зависит от ее места нахождения относительно центра вращения.
Обмотка записи МГ Обмотка считывания МГ
Iзап «1»
+
е СЧ.
–
V H
Направление движения магнитной дорожки
Рис. 2.2 Взаимное расположение магнитной головки
и магнитного покрытия
Среди характеристик НМД есть такая характеристика, как «продольная плотность записи информации» на МД, измеряемая в битах на 1мм длины. При одинаковой емкости дорожек магнитного диска продольная плотность является переменной величиной и увеличивается по мере приближения МД к центру вращения. На внешней МД есть отверстие, которое служит для определения физической отметки начала каждой дорожки. Пересечение радиальной линии, соединяющей центр вращения МД с этим отверстием, является физическим началом любой магнитной дорожки МД (рис. 2.3).
Поскольку все дорожки НМД представляют из себя окружности: начало каждой дорожки совпадает с ее концом, механизм привода магнитных головок позволяет им перемещаться в радиальном направлении и позиционироваться (устанавливаться) строго над определенной МД.
Для каждого НМД ширина магнитной дорожки «S» должна совпадать с шириной магнитной головки. Таким образом, каждая магнитная дорожка наряду с номером, постоянной шириной «S» имеет собственную координату «R» – удаление центра магнитной дорожки относительно центра вращения МД. Дорожки располагаются не вплотную друг к другу, а с небольшими промежутками, имеющими ширину примерно 20% от «S» .
Направление вращения Физическое начало магнитных дорожек
Центр вращения Отверстие
Рис. 2.3. Расположение МД на рабочей поверхности НМД
Физический адрес любой дорожки НМД связан со значением R. Исполнительный механизм позиционирования МГ по физическому адресу магнитной дорожки устанавливает МГ строго над требуемой МД.
Магнитные головки и рабочие поверхности магнитных дисков не имеют непосредственного контакта. В противном случае из-за высокой скорости вращения магнитного диска произошло бы разрушение и магнитных головок, и самой магнитной поверхности.
Магнитная поверхность, вращающаяся с очень высокой скоростью, увлекает за собой воздушный поток, который отталкивает магнитную головку от поверхности вращения; пружина механизма позиционирования магнитной головки, наоборот, создает обратное усилие, прижимающее магнитную головку к магнитной поверхности (рис. 2.4).
В результате регулировки напряжения пружины удается получить необходимый для работы воздушный зазор. Поскольку вращение магнитной поверхности не является идеальным из-за естественных люфтов подшипников вращения, естественно, речь идет о микронах, поэтому точность регулировки требуется высочайшая.
Физические аспекты процессов «записи» и «считывания» двоичной информации представлены на рис. 2.5 и 2.6. На рис. 2.5а и 2.5в показаны участки магнитного носителя с толщиной магнитного покрытия «Н», движущегося с линейной скоростью «V», которая для каждой магнитной дорожки будет иметь свое значение.
Воздушный зазор
МГ
V Н
Рис. 2.4. Распределение отталкивающих и прижимающих усилий, воздействующих на МГ
Постоянные токи Iзап «1» и Iзап «0» имеют одинаковые значения и противоположные направления (рис. 2.5а и 2.5в). Время воздействия на магнитную поверхность этими токами одинаково и составляет интервал T. Точками 0, t1, t2, t3, t4, t5 (рис.2.5б и 2.5г) на оси времени указаны границы стандартных интервалов T. Поскольку токи Iзап. «1» и Iзап. «0» имеют противоположные направления, то согласно правилу «буравчика», или «правой руки», они создадут в магнитной головке, которая является ферромагнитным сердечником с воздушным зазором, электромагнитные поля противоположной направленности. Причем наличие воздушных зазоров или прорезей в нижней части магнитной головки обеспечивает выход силовых линий магнитного поля за их контуры и проникновение в магнитомягкий материал магнитной дорожки, проходящей под магнитной головкой в течение интервала времени T (рис. 2.5а и 2.5в).
В первом интервале t1–t2 ток, подаваемый в обмотку записи, имеет положительное значение и создает электромагнитное поле, силовые линии которого направленны по часовой стрелке и ориентируют домены в трехмерном параллелепипеде со сторонами: длина «L=V *T» (рис. 2.5а и рис. 2.5в), ширина «S» (рис. 2.3), и толщина магнитного покрытия дорожки «Н» (рис. 2.4), – в направлении, совпадающим с направлением движения самой дорожки (рис. 2.5а), на втором интервале t2–t3, в параллелепипеде на магнитной дорожке с аналогичными параметрами в противоположном направлении (рис. 2.5в). Если условиться и считать ориентацию доменов в миниатюрном параллелепипеде длиной «L», шириной «S» и толщиной «Н», совпадающую с направлением движения носителя, за процесс записи значения «1» (рис. 2.5а), то ориентация доменов в обратном направлении (рис. 2.5в) – будет соответствовать процессу «записи» значения «0». Т.е. на интервале t1–t2 в параллелепипед положительным током Iзап. «1» (рис. 2.6a) была записана «1», на интервале t2–t3 отрицательным током Iзап. «0» (рис. 2.6в) - «0».
Iзап «1» Iзап. «0»
+
+
eсч. e сч.
V H V H
L=V*T L=V*T
а) в)
Iзап Iзап
Iзап. «1»
t t
0 t 1 t2 t3 t4 Iзап. «0» 0 t1 t2 t3 t4
б) г)
Рис. 2.5. Физические аспекты выполнения операции «записи»
Поскольку ранее речь шла о машинном такте «Т», то длительность сигналов Iзап. «1» и Iзап. «0» во всех операциях «записи» и «считывания» должна быть одинакова. В результате получается, что каждая магнитная дорожка будет состоять из одинакового количества параллелепипедов, которые фактически в НМД и являются физическими аналогами одного двоичного разряда. В то же время следует отметить, что стандартизация этих параллелепипедов распространяется лишь на конкретную дорожку, так как параметр «L» будет меняться при переходе от одной дорожки к другой из-за изменения значения линейной скорости «V», что никоим образом не противоречит условию одинаковой емкости каждой дорожки, так как на более длинных внешних магнитных дорожках параметр параллелепипеда «L» будет иметь большие значения, чем на более коротких, близких к центру магнитных дорожках.
Операции считывания производятся за счет использования магнитных полей все тех же параллелепипедов (рис. 2.6). Параллелепипед,
eсч. «1» eсч. «0»
V V
LL
a) б)
eсч.
eсч. «1»
0 t1 t2 t3 t4 t5 t6 t
eсч. «0» в)
Рис. 2.6. Физические аспекты выполнения операции «считывания»
перемещающийся под магнитной головкой в течение интервала t1–t2, обладает собственным магнитным полем, силовые линии которого проходят через контуры магнитной головки. В результате обмотка считывания оказывается в изменяющемся магнитном поле и на ее концах возникает eсч «1» с положительным знаком (рис. 2.6в) – считывание «1», в интервале t2–t3 происходят те же физические процессы с той лишь разницей, что силовые линии магнитного поля параллелепипеда имеют противоположную направленность, и, соответственно, eсч «0» будет иметь приблизительно ту же абсолютную величину, но противоположный знак, – считывание–«0» (рис. 2.6в). Из-за крайне малых размеров параллелепипедов сами наводимые электродвижущие силы ( э. д. с .) eсч. «1» и eсч.«0» будут иметь крайне низкие значения 10-5–10-6 вольт. Поэтому в качестве физических аналогов «считанных» значений «1» и «0» будут использоваться знаки считанных э.д.с.: положительное значение eсч. «1» и отрицательное значение eсч. «0».
Таким образом, физическим аналогом одного двоичного разряда в НМД является микроминиатюрный параллелепипед, являющийся частичкой магнитной дорожки и имеющий стандартные параметры «S», «Н» и «L». Современные технологии создания НМД позволили увеличить объемы хранимой информации, т.е. фактическое количество миниатюрных параллелепипедов, с 106 до 24.1012 бит. Однако бесконечная микроминиатюризация данных элементов невозможна так же, как и увеличение объемов хранимой информации, так как сокращение размеров параллелепипедов «L», «Н» и «S» будет сближать сами параллелепипеды и в конечном итоге может привести к низкой надежности процессов записи и считывании информации. В недалекой перспективе планируется замена НМД интенсивно развивающимися твердотелыми запоминающими устройствами (флэш-картами).
2.2. Триггер – физический аналог одного двоичного разряда
Способ реализации единичного разряда в виде электронного триггера прошел через семь десятилетий производства электронно-вычислительной техники. За эти годы сам триггер конструктивно претерпел очень сильные изменения, сократившись в размерах в миллионы и миллиарды раз. От простейших триггеров с двумя асинхронными входами был осуществлен переход к сложным многофункциональным триггерам, которые наряду с асинхронными содержат также и синхронные входы, информация с которых заносится и обрабатывается электронными схемами триггеров под воздействием синхросигналов. По определению, триггер – это электронное устройство с двумя устойчивыми состояниями, которые очень хорошо сочетаются с цифрами двоичной системы счисления «0» и «1».
Простейший асинхронный RS-триггер на элементах «ИЛИ-НЕ» изображен на рис.2.7. Работа данного триггера, как и любого другого, представляется при помощи таблицы переходов (табл. 2.1).
Табл. 2.1
Таблица переходов ассинхронного RS-триггера на элементах «ИЛИ-НЕ»
|
t |
Примечание |
||
|
R |
S |
Q |
|
|
0 |
0 |
Q(t-1) |
Хранение |
|
0 |
1 |
1 |
Установка 1 |
|
1 |
0 |
0 |
Установка 0 |
|
1 |
1 |
- |
Запрещено |
Триггер реализован в виде электронной схемы, объединяющей два электронных ключа, включенных навстречу друг другу (рис. 2.7в).
1
R
Q R Q
S Q S Q
а) б)
+Ek
Rk1 Rk2
C1 C2
Q Q
T1 T2
D1 D2
R S
в)
Рис. 2.7. Асинхронный RS-триггер на элементах «ИЛИ-НЕ»:
а – функциональная схема; б – условное графическое изображение;
в – принципиальная схема на транзисторах n-p-n
Электронные триггеры предназначены не только для хранения информации, они являются также управляемыми элементами. При помощи определенных комбинаций входных сигналов можно управлять состояниями RS-триггера, переводя его либо в состояние «0», либо в со-стояние «1». При комбинации входных сигналов R=S=0 триггер будет хранить информацию, комбинация R=S=1 является запрещенной (табл. 2.1). В качестве активных элементов в принципиальной схеме триггера используются два транзистора Т1 и Т2 n-p-n типа (рис. 2.7в).
В свою очередь, транзисторы также могут находиться только в одном из двух устойчивых состояний:
1. Состояние «отсечки» – сопротивление «коллекторно-эмиттер-ного» перехода стремится к бесконечности, прямой ток в цепи «кол-лектор–эмиттер» отсутствует, и имеет место возникновение обратного тока Iобр , по значению близкого к нулю, через закрытый «коллекторно-эмиттерный» переход. Эквивалентной схемой транзистора в таком состоянии является разомкнутый ключ.
2. Состояние «насыщения», при котором сопротивление «коллекторно-эмиттерного» перехода стремится к нулю и коллекторный ток Iк будет иметь максимальное значение. Эквивалентной схемой транзистора для такого состояния является замкнутый ключ.
Управление состояниями или режимами работы транзистора осуществляется при помощи значения разности потенциалов уровней напряжения, подаваемых на базу и эмиттер. Если значение разности потенциалов Uб – Uэ ≥ 0, то транзистор находится в состоянии «насыщения», если Uб – Uэ ≤ 0, транзистор находится в состоянии «отсечка».
Поскольку триггер является электронным элементом, рабочее состояние связано с подключением электрического питания. Причем в момент подключения питания триггер вероятностью 50% может принять одно из двух устойчивых состояний: «0» или «1» (строки 2 и 3 табл. 2.1). На условном графическом изображении триггера (рис. 2.7б) изображены два входа и два выхода. Причем выходы обозначены буквами Q и Q, выход Q на схемах изображается с кружочком. Такое изображение выходов обусловлено тем, что значения электрических сигналов на выходах Q и Q, находятся в противофазе: если на выходе Q присутствует напряжение +5 В, соответствующее значению «1», то в то же самое время на выходе Q будет напряжение +0,2 В, соответствующее значению «0», и наоборот, если на выходе Q будет напряжение +0,2 В, соответствующее значению «0», то на выходе Q будет напряжение +5 В, соответствующее значению «1». В целом о состоянии триггера принято судить по значению сигнала на его прямом выходе Q: наличие высокого потенциала соответствует состоянию «1», низкого – «0». Триггер является типичным элементом хранения информации. При отсутствии входных сигналов R=S=0 триггер может сохранять состояние «1» или «0» столько времени, сколько будет поддерживаться напряжение на шинах питания.
Если провести осевую линию через центр схемы асинхронного RS-триггера (рис. 2.7в) и посмотреть на элементы, которые находятся справа и слева осевой линии, то можно сказать, что состав и сами элементы абсолютно идентичны. При изготовлении триггеров стремятся также добиться полного совпадения электрических параметров транзисторов, сопротивлений, конденсаторов и диодов, которые находятся по разным сторонам осевой линии. Однако в силу технологических особенностей добиться полной идентичности всех электрических параметров не удается. Поэтому, несмотря на то, что данный асинхронный RS-триггер носит название симметричного, 100%-ного совпадения всех электрических параметров ни в одном триггере не существует. В момент подключения питания какой-то из транзисторов Т1 и Т2 всегда чуть больше открыт. Предположим, что это транзистор Т1, тогда потенциал на коллекторе транзистора Т1 будет ниже потенциала на коллекторе транзистора Т2. Эта изначальная разность потенциалов обеспечит более высокий потенциал на базе транзистора Т1, и он начнет открываться быстрее, чем транзистор Т2. В свою очередь, уменьшение потенциала на коллекторе транзистора Т1 через конденсатор С1 будет подаваться на базу второго транзистора Т2, который начнет постепенно закрываться, в результате чего на коллекторе транзистора Т2 (выход Q) будет формироваться положительный нарастающий потенциал. Этот нарастающий потенциал по обратной связи через конденсатор С2 будет поступать на базу транзистора Т1, который еще сильнее будет открываться. В результате таких взаимодополняющихся, лавинообразных процессов и имеющихся обратных связей транзистор Т1 окончательно откроется и на его выходе будет низкое значении напряжения +0,2 В, соответствующее значению «0», а транзистор Т2 окончательно закроется и на его выходе будет высокое значение напряжения +5 В, соответствующее значению «1». Итоговое состояние триггера после подключения питания – «0», в этом состоянии он будет находиться до тех пор, пока не будет подана комбинация сигналов R и S, которая может перевести триггер в состояние «1». Если предположить, что в момент подключения питания транзистор Т2 чуть более открыт, чем транзистор Т1, тогда в результате все тех же лавинообразных процессов транзистор Т2 в конечном итоге полностью откроется и на его коллекторе установится напряжение +0.2 В, а транзистор Т1 закроется и на его коллекторе сформируется высокий уровень напряжения +5 В, что в целом будет соответствовать установке триггера в состояние «1».
Работу триггера можно иллюстрировать не только при помощи таблицы переходов, но и при помощи временной диаграммы, которую можно построить исходя из принципов функционирования асинхронного RS-триггера. Для этого необходимо рассмотреть не функциональную схему, а принципиальную схему RS-триггера (рис. 2.7в).
Предположим, в исходный момент времени t=0 было подключено питание к триггеру и он установился в состояние «0», на выходе Q в нулевой момент установилось низкое значение напряжения +0,2 В, а на выходе Q –высокое +5 В (рис. 2.8).
R
S t
t
Q
t
Q
0 t1 tф t2 tф t3 t4 t
Рис. 2.8. Временная диаграмма работы
асинхронного RS-триггера на элементах
На первом интервале от 0 до t1 в соответствии с табл. 2.1 на входы R и S подается низкое напряжение +0,2 В (R=S=0). Эти нулевые сигналы через диоды D1 и D2 подаются на базы транзисторов Т1 и Т2. Транзистор Т1 на интервале 0–t1 находится в открытом состоянии, поэтому нулевое значение сигнала R=0,2 В, поступающее на базу транзистора Т1, не изменит его состояния, а высокое значение напряжения, которое подается с коллектора транзистора Т2 через конденсатор С2, также будет поддерживать открытое состояние транзистора Т1. Низкое значение входного сигнала S=0,2 В, поступающее через диод D2 на базу транзистора Т2, ниже порогового значения напряжения транзистора и не в состоянии открыть транзистор Т2. Сигнал, поступающий с коллектора открытого транзистора Т1 через конденсатор С1 и имеющий низкое значение 0,2в, также не создаст условий для перехода транзистора Т2 в открытое состояние. Таким образом, после подачи комбинации сигналов R=S=+0,2 В транзистор Т1 останется в открытом состоянии, а транзистор Т2 – в закрытом, т. е. в интервале от 0 до t1 триггер не меняет свое первоначальное состояние «0». В момент времени t1 осуществляется изменение комбинации сигналов на входах R и S: на входе R остается значение 0,2 В, а на вход S подается высокий потенциал +5 В (2-я строка табл. 2.1). Высокий уровень напряжения, подаваемый по входу S через диод D2 поступает на базу транзистора Т2. Возникает ситуация, когда потенциал базы становится более положительным, чем потенциал эмиттера, транзистор Т2 начинает открываться. Открытие транзистора происходит не резко, а постепенно за время фронта tф (рис. 2.8), что, в свою очередь, приведет к падению потенциала на коллекторе транзистора Т2. Это падение потенциала через конденсатор С2 будет передавать на базу транзистора Т1. Транзистор Т1 начнет постепенно закрываться, а потенциал на его коллекторе расти. Эти процессы протекают параллельно, причем постепенное открытие транзистора Т2 приводит также к постепенному закрытию транзистора Т1. Через время tф транзистор Т1 окончательно закроется, а транзистор Т2 откроется, и триггер перейдет в состояние «1». В момент времени t2 происходит смена сигналов на входах R и S в соответствии с 3-й строкой (табл. 2.1). На вход триггера R подается высокий уровень напряжения +5 В (значение «1»), а на вход S – низкий уровень напряжения +0.2 В (значение «0»). При такой комбинации входных сигналов схема поведет себя следующим образом: высокий уровень напряжения +5 В, подаваемый на вход R, начнет открывать закрытый транзистор Т1. Низкий уровень напряжения +0,2 В, через диод D2 поступает на базу открытого транзистора Т2 и не изменит его состояния. Открытие Т1 приведет к уменьшению потенциала на его коллекторе, которое будет передаваться через конденсатор С1, на базу открытого транзистора Т2, который постепенно начнет закрываться. Через время tф транзистор Т1 окончательно откроется и на его коллекторе сформируется низкий уровень напряжения +0,2 В, а Т2 закроется и на его коллекторе сформируется высокий уровень напряжения +5 В. Триггер перейдет в состояние «0». Общим для интервалов t1–t2, t2–t3 является то, что через время tф транзисторы устанавливаются состояния: один закрыт, а другой обязательно в это время открыт.
В 4-й строке табл. 2.1 представлена комбинация входных сигналов S=R=1, которая для данного типа триггеров является запрещенной. Запрет на подачу сигналов данной комбинации объясняется тем фактором, что в этом случае оба транзистора Т1 и Т2 перейдут в открытое состояние, поскольку на их базах будет потенциал более положительный, чем на эмиттерах. В результате открытого состояния обоих транзисторов на выходах Q и Q будут сформированы сигналы низкого уровня напряжения +0,2 В, соответствующие логическому «0», т. е. на выходах Q и Q будут нули. Данная комбинация выходных сигналов не является определенной и устойчивой, так как после снятия комбинации входных сигналов S=R=1 триггер с вероятностью 50% может перейти в состояние «0» или в состояние «1». Именно по этой причине подача двух сигналов со значением «1» на входы R и S триггера, построенного на элементах «ИЛИ-НЕ», одновременно является запрещенной.
Подробное описание функционирования асинхронного RS-триг-гера, приведенное выше, дает основание сделать вывод о том, что триггер действительно является физическим аналогом одного двоичного разряда, поскольку одно из устойчивых состояний со значением напряжения +5 В на прямом выходе триггера Q закрепляется за состоянием «1», а другое со значением напряжения +0,2 В – за состоянием «0.
Таблица переходов (табл. 2.1) может быть также подтверждена на основании рассмотрения функционирования RS-триггера по его функциональной схеме (рис. 2.7а). При подаче первой комбинации входных сигналов R=S=0, необходимо исходить из его исходного состояния. Если предположить, что исходное состояние триггера было «1», то тогда на нижнюю схему «ИЛИ-НЕ» будут поступать сигналы «1» и «0» и на выходе Q будет «0». Два «0» на верхней схеме «ИЛИ-НЕ» обеспечат «1» на выходе Q, т. е. условие «хранения» информации выполняется. При исходном состоянии «0» на входах нижней схемы «ИЛИ-НЕ» будут два значения «0», что приведет к формированию сигнала «1» на ее выходе. На входах верхней схемы «ИЛИ-НЕ» в то же самое время будет комбинация сигналов «0» и «1», что, в свою очередь, обеспечит формирование сигнала «0» на выходе Q, т. е. условие «хранения» информации также выполняется. Комбинация входных сигналов в соответствии с второй строкой табл. 2.1 приведет к формированию сигнала «0» на выходе Q, что, в свою очередь, обеспечит наличие двух «0» на входах верхней схемы «ИЛИ-НЕ» и формированию сигнала «1» на выходе Q. Обратная комбинация входных сигналов в соответствии с 3-й строкой той же таблицы приведет к ситуации, когда поступление «1»-ого сигнала на вход верхней схемы «ИЛИ-НЕ» приведет к формированию на ее выходе сигнала «0», а на нижней – «1». Подача комбинации входных сигналов R=S=1, приведет к формированию «0»-ых сигналов на выходах Q и Q. Ранее подобная ситуация рассматривалась, она является неопределенной, а в связи с этим и запрещенной. Таким образом, доказана справедливость таблицы переходов на примере принципиальной и функциональной схем электронного RS-триггера.
В современных ЭВМ полупроводниковые триггеры в качестве запоминающих элементов используются в основной памяти, всевозможных постоянных запоминающих устройствах, флэш-картах и т. д. Габаритные размеры современных триггеров позволяют на площади в копеечную монету размещать их в количестве 10 000 штук и более. Такие размеры позволили значительно сократить узлы и блоки ЭВМ и, как следствие, приступить к выпуску переносных и карманных компьютеров со значительно лучшими техническими характеристиками, чем у многотонных ЭВМ 3-го поколения. Современные микропроцессоры в силу их миниатюрных размеров содержат сотни миллионов триггеров. Это позволяет создавать принципиально новые, более мощные блоки, входящие в состав процессоров, и улучшать их технические характеристики.
Глава 3
Системы счисления и кодирования информации
3.1. Системы счисления и правила перевода чисел
из одной системы счисления в другую
Понятие системы счисления (СС) связано и определяется через ее основание «d». В свою очередь основание СС – это количество цифр, которое используется для представления чисел в данной системе. Отсчет цифр начинается с 0. Примеры различных СС и цифр, которые используются для представления чисел в СС:
d=5: 0, 1, 2, 3, 4
d=8: 0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7
d=10: 0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8,9
d=16: 0, 1, 2, 3, 4, ,5, 6, 7, 8, 9, A, B, C, D, E, F
Для уточнения системы счисления, в которой представляется число, значение основания «d» СС записывается справа от самого числа, на месте индекса числа. Так, например, если необходимо подчеркнуть, что число 34 215 представлено в 8-й СС, то его можно записать в следующем виде: 342158. Существует формула десятичного эквивалента числа, представленного в СС с основанием «d»:
(anan-1an-2…a2a1, b1b2…bm )d = andn-1 + an-1dn-2 + …+ a2d1 + a1d0 + b1d-1 +
+ b2d-2 +…+ bmd-m
где ai – цифры целой части числа, bj – цифры дробной части числа.
При помощи данной формулы можно не только найти десятичный эквивалент числа представленного с основанием «d», но и сравнить числа, представленные в системах счисления, с разными основаниями.
Поскольку в ЭВМ используются три системы счисления, d1 = 2, d2 = 10, d3 = 16, то, безусловно, должны быть правила перевода чисел из одной системы счисления в другую. Такие правила существуют, в ЭВМ они выполняются программно. Перевод чисел из СС с основанием «S» в СС с основанием «Н» для целых и дробных чисел выполняется по самостоятельным правилам. Ограничений на значения «S» и «Н» не существует.
Правило перевода целых чисел: для того чтобы число, представленное в старой «S» СС, перевести в новую СС с основанием «Н», необходимо само число и получающиеся частные от деления делить на основание «Н» новой СС, представленное в старой «S»-ой СС, до тех пор, пока частное от деления не будет меньше основания «Н» новой СС. Цифрами числа в новой «Н» -ой СС будут остатки частичных делений, записанные в порядке, обратном их получению.
Пример: перевести целое число 3756110 из системы счисления S = 10 в систему счисления Н =8.
37561 8 3756110=913168
32 4697 8
55 40 587 8
48 69 56 73 8
76 64 27 72 9
72 57 24 1
61 56 3
56 1
6
Правило перевода дробных чисел: для перевода дробного числа из СС с основанием «S» в СС с основанием «Н», необходимо дробную часть самого числа и дробные части получающихся частичных произведений умножать на основание «Н» новой СС, представленное в старой «S» СС. Цифрами дробного числа в новой «Н» СС будут целые части получившихся частичных произведений, записанные в порядке их получения.
Пример: перевести число 0,73110 из системы счисления с основанием S = 10 в систему счисления с основанием Н = 2.
0 731
*2
1 462
*2
0 924
*2
1 848
*2
1 696
*2
1 392
*2
0 784
*2
1 568
0,73110= 0,10111012
В машинной арифметике используется также система кодирования «8421», при помощи которой устанавливается связь между цифрами 8-, 10- и 16-ричной системами счисления и их двоичным представлением при помощи четырехразрядного двоичного числа (табл. 3.1):
a4а3а2а1 2 = 23а4 + 22а3 + 21аа1 + 20а1 = 8а4 + 4а3 + 2а2 + 1а1
8, 4, 2, 1 – это весовые коэффициенты двоичных разрядов α4, α3, α2, α1 соответственно. Поскольку цифра 2 является основанием и двоичной СС, и целых степеней, являющихся одновременно основаниями 8- и 16-ричной систем счисления: 8 = 23, 16 = 24, то в двоичной арифметике доказаны и сформулированы упрощенные правила перевода чисел из двоичной СС в 8- и 16-ричную и, наоборот, из 16- и 8-ричной СС в 2-ую.
Таблица 3.1
Система кодирования «8421»
|
Цифры |
Весовые коэффициенты разрядов |
||||||
|
а4 |
а3 |
а2 |
а1 |
||||
|
8 |
4 |
2 |
1 |
||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|||
|
1 |
0 |
0 |
0 |
1 |
|||
|
2 |
0 |
0 |
1 |
0 |
|||
|
3 |
0 |
0 |
1 |
1 |
|||
|
4 |
0 |
1 |
0 |
0 |
|||
|
5 |
0 |
1 |
0 |
1 |
|||
|
6 |
0 |
1 |
1 |
0 |
|||
|
7 |
0 |
1 |
1 |
1 |
|||
|
8 |
1 |
0 |
0 |
1 |
|||
|
9 |
1 |
0 |
0 |
1 |
|||
|
А |
1 |
0 |
1 |
0 |
|||
|
B |
1 |
0 |
1 |
1 |
|||
|
C |
1 |
1 |
0 |
0 |
|||
|
D |
1 |
1 |
0 |
1 |
|||
|
E |
1 |
1 |
1 |
0 |
|||
|
F |
1 |
1 |
1 |
1 |
Правило перевода из 8-ричной СС в 2-ичную СС: для перевода чисел, достаточно каждую восьмеричную цифру заменить триадой двоичных разрядов в целой и дробной частях числа в соответствии с табл. 3.1.
Пример: число 7321,038 перевести в 2-ую СС.
7 3 2 1 , 0 38
111 011 010 001 , 000 011
7321, 038 = 111 011 010 001, 000 0112
Правило перевода из 2-ичной СС в 8-ричную СС: для перевода чисел, представленных в 8-ричной СС, в двоичную СС достаточно разбить разряды целой и дробной части числа вправо и влево от запятой на триады двоичных разрядов и каждую триаду заменить ее восьмеричным эквивалентом в соответствии с табл. 3.1.
Пример: число 10111011101, 10110112 перевести в 8-ричную СС.
10 111 011 101, 101 101 12 = 2735, 5548
Правило перевода из 16-ричной СС в 2-ичную СС: для перевода чисел, представленных в 16-ричной СС, в двоичную достаточно каждую 16-ричную цифру в целой и дробной частях числа заменить тетрадой двоичных разрядов в соответствии с табл. 3.1.
Пример: число АВ30Е, С6716 перевести в двоичную СС.
А В 3 0 Е, С 6 7
1010 1011 0011 0000 1110, 1100 0110 0111
АВ30Е, С6716 = 10101011001100001110, 110001101112
Правило перевода из 2-ичной СС в 16-ричную СС: для перевода чисел, представленных в двоичной СС, в 16-ричную достаточно целую и дробную части двоичного числа разбить на тетрады двоичных разрядов вправо и влево от запятой, а затем каждую тетраду заменить ее 16-ричным эквивалентом в соответствии с табл. 3.1.
Пример: число 110111010111101,1011111011000012 перевести в 16-ричную СС.
110 1110 1011 1101, 1011 1110 1100 00102
6 Е В D , В Е С 2
110111010111101, 1011111011000012 = 6ЕВD, ВЕС216
3.2. Принципы кодирования алфавитно-цифровой информации
В повседневной жизни вне ЭВМ для обмена информацией используется 196 различных символов. Это графические символы: буквы строчные и прописные русского и латинского алфавитов, десятичные цифры, знаки препинания, знаки арифметических и логических операций, разделительные знаки и т. д., – а также управляющие символы: переход на новую строку “enter”, уничтожение символов – “delete”, управление курсором и т. д. Исходя из технических возможностей электронных устройств внутри ЭВМ, все символы могут иметь только двоичное представление. При помощи формулы (1.1) устанавливается связь между количеством двоичных разрядов N в двоичном коде и количеством неповторяющихся уникальных комбинаций двоичных кодов H.
В настоящее время в ЭВМ используются 7- и 8-разрядные двоичные коды КОИ-7 и ДКОИ.
КОИ-7 – код обмена информацией семибитный представляется в виде двух таблиц КОИ-7Н0 и КОИ-7Н1 (приложение 1). Таблица КОИ-7Н0 содержит буквы регионального алфавита, в нашей стране – русского, КОИ-7Н1 содержит буквы латинского алфавита. Суммарные возможности обеих таблиц – 256 различных семибитных кодов, что превышает количество используемых 196 символов, используемых вне ЭВМ в повседневной практике. Код КОИ-7 традиционно используется для представления информации на дисплеях. На каждой клавише клавиатуры размещено от одного до трех символов, закодированных при помощи таблиц КОИ-7Н0 и КОИ-7Н1. Переход с одной таблицы кодировки информации на другую осуществляется при помощи специальной клавиши, которая обеспечивает смену регистра с верхнего на нижний и наоборот. Сама операция «смены состояния регистра» является управляющим символом и также имеет 7-битный код, зафиксированный в таблицах КОИ-7Н0 и КОИ-7Н1 и размещаемый в цепочках набираемой информации при вводе ее с клавиатуры. Подобное «плотное» размещение вводимой вне машинной (символьной) информации на клавиатуре вызвано эргономическими соображениями – удается избежать увеличения габаритных размеров клавиатуры, что особенно актуально для переносных и карманных ПК.
ДКОИ – это внутри машинный восьмиразрядный двоичный код обмена и обработки информации. Таблица кода ДКОИ содержит 16 строк и 16 столбцов (приложение 2). Поскольку возможности восьмиразрядного двоичного кода перекрывают потребности 196 вне машинных символов, то в ней содержится порядка 25% пустых «вакантных» клеточек для каких- либо других символов, в настоящее время не используемых.
Кроме символьной информации, основной массе людей приходится в повседневной жизни сталкиваться с числовой информацией, выполнять над числами арифметические операции. Принципы внутри машинного представления и символьной и числовой информации менялись при переходе от одного поколения ЭВМ к другому. В рамках данного учебного пособия, безусловно, имеет смысл рассматривать внутри машинное представление информации в современных ЭВМ 4-го поколения. Для представления числовой информации используются три системы счисления: десятичная, двоичная и шестнадцатеричная. Алгоритмы выполнения арифметических операций двоичной арифметики, реализованные в современных ЭВМ, требуют наличия внутри машинного представления числовой информации в специальных двоичных кодах:
Поскольку настоящее пособие посвящено рассмотрению вопросов, связанных только с внутри машинным представлением информации, то целесообразно рассмотреть три первых кода ПК, ОК и ДК. Коды МПК, МОК и МДК используются уже непосредственно в физических процессах выполнения арифметических операций. Специальные коды чисел состоят из двух частей, знаковой и числовой, отделенных друг от друга разделительным знаком «.» или «,». Для чисел, по модулю меньших «1», знаковая часть кода занимает место слева от разделительного знака и совпадает с младшим разрядом целой части числа, числовая часть кода находится справа от разделительного знака.
Прямой код (ПК) числа «Х» – это
Х, если X ≥ 0
[X]ПК =
1-Х, если X ≤ 0.
[X]ПК положительного числа совпадает с самим числом, отрицательного – имеет иное представление. Представление двоичных чисел специальными кодами позволяет осуществить кодировку знаков числа «+» и «–» при помощи двоичных цифр «0» и «1». ПК для двух одинаковых по абсолютному значению и имеющих противоположные знаки двоичных чисел Х1 = +0,10112 и Х2 = –0,10112 будут иметь совершенно разное представление:
[X1]ПК = 0,1010, [X2]ПК = 1 – (-0,1011) = 1.1011
Обратный код (ОК) числа получается из его прямого кода. Если число положительное, то значение его ОК совпадает с ПК, если число отрицательное, то для получения его ОК необходимо в знаковом разряде кода ПК установить значение «1», а разряды числовой части проинвертировать, т. е. выполнить поразрядно логическую операцию «НЕ».
Дополнительный код ДК числа получается из его обратного кода. Если число положительное, то значение его ДК совпадает с ПК, если число отрицательное, то для получения его ДК достаточно прибавить «1» ия «1» к младшему разряду его ОК.
МПК, МОК и МДК отличаются от обычных кодов ПК, ОК и ДК наличием двух знаковых разрядов: коды положительных чисел будут содержать в знаковых разрядах «00», отрицательных – «11». Как указывалось выше, это отличие МПК, МОК, МДК от ПК, ОК, ДК обусловлено их использованием в алгоритмах выполнения арифметических операций. Для размещения в ОП используется ПК, ОК и ДК.
Глава 4
Классификация внутри машинной информации
Внутри машинную информацию, которая обрабатывается и сама управляет физическими процессами в ЭВМ, условно можно разделить на два вида: «данные» и «управляющая информация» (рис. 4.1). « Данные» – это зарегистрированные сигналы, которые несут в себе информацию о событиях, произошедших в материальном мире. Информацию можно считать особым видом ресурса, т. е. запаса некоторых сведений об объекте. Однако в отличие от материальных ресурсов, информация является неистощимым ресурсом и предполагает существенно иные методы представления, воспроизводства и обновления. Несмотря на индивидуальные особенности внутри машинного представления компонентов «данных» и «управляющей информации», у них есть и общее – использование ресурсов запоминающих устройств полями, состоящими из целого количества байт. Причем, один байт является наименьшей, неделимой частицей любого компонента информации.
Для внутри машинной информации существует собственный набор правил для ее представления. Это позволяет осуществлять достаточно жесткую формализацию внутри машинной информации при помощи стандартных операторов DECLARE (объявлений) для различных типов «данных» и форматирования полей «управляющей информации» с целью использования их содержимого на различных этапах организации вычислительного процесса. Принципы внутри машинного представления различных видов информации будут рассмотрены в разделах 5 и 6 настоящего пособия. Следует отметить, что если различные типы «данных» являются самостоятельными и достаточно однотипными внутри машинными структурами, то компоненты «управляющей информации» являются элементами иерархической структуры, в которой компоненты нижележащих уровней участвуют в формировании вышележащих.
1. Операционные системы, фактически являющиеся математическими моделями любой ЭВМ, занимают самый верхний уровень в иерархии «управляющей информации». При помощи них осуществляется организация работы программ.
2. Программы являются реализациями алгоритмов решения задач при помощи языковых средств, понятных для данного класса ЭВМ, и представляют совокупности машинных команд.
3. Машинные команды представляют собой программы из микрокоманд. Каждая ЭВМ имеет свой собственный набор микрокоманд, который хранится либо в основной памяти, либо долговременном запоминающем устройстве блока микропрограммного управления.
Внутри машинная информация Внутримашинная информация
Данные
Управляющая информация
Алфавитно-цифровая информация
Мультимедийная информация
Операционные системы
Программы
Форматы
Команды
E, D
H,F
C
P
Микрокоманды
Микрооперации
Физические процессы
Гашение информации
Сдвиг
влево–вправо
Суммирование кодов чисел
Прием-передача
Рис. 4.1. Классификация внутри машинной информации
4. Микрокоманды строго форматированы, содержат большое количество полей, имеют достаточно приличную длину – 72 двоичных разряда. Среди полей микрокоманды обязательно присутствует поле, в котором содержится код микрооперации.
5. Микрооперация – это двоичный код, содержащий от 4 до 8 двоичных разрядов. Информация из этого поля поступает на дешифратор,и в результате осуществляется запуск одного из «физических процессов» обработки внутри машинной информации: гашение информации в регистрах, занесение ее в регистры, сдвиг информации в регистре вправо или влево, прием–передача информации из регистра в регистр, выполнение операции поразрядного суммирования кодов чисел и т. д. Все перечисленные процессы выполняются в течении стандартного интервала времени- машинного такта «Т».
Таким образом, получается, что для выполнения любой микрооперации, код которой находится в микрокоманде, требуется одинаковое время – машинный такт, длительность которого, в свою очередь, совпадает со временем фронта tф тех триггеров, на которых построены узлы, блоки и устройства данной ЭВМ. Следовательно, машинная команда, являясь программой из микрокоманд, фактически является последовательностью «физических процессов» обработки электронной информации на элементах и узлах электронно-вычислительной машины. Зная количество микрокоманд, можно для любой машинной команды определить фактическое время ее выполнения, посчитав количество машинных тактов для цепочек физических процессов. Для внутри машинного представления всех типов «данных» и «управляющей информации» используются двоичные коды, состоящие из физических аналогов «0» и «1» побайтно собранные в строго формализованные структуры.
Глава 5
Структура и общие принципы организации
запоминающих устройств, использующихся
для внутри машинного размещения информации
После ввода в ЭВМ информация может располагаться и храниться в основной памяти (ОП), на жестком магнитном диске (МД), в сверхоперативной памяти (СОП), входящей в состав центрального процессора. Она может также располагаться и быть доступной для обработки на сменных дисках, флэш-картах и т. д. Поскольку задачей данного пособия является рассмотрение принципов и способов представления «данных» и «управляющей информации» внутри ЭВМ, то, безусловно, необходимо дать характеристику и самим основным устройствам, в которых размещается эта информация: ОП и СОП. В ЭВМ 3 и 4-го поколений используется абсолютная и относительная адресация. Абсолютная адресация используется при указании адресов операндов, которые располагаются в СОП, относительная – для адресации операндов, которые располагаются в ОП. Выбор относительной адресации был обусловлен возможностью сокращения адресных полей операндов и длины машинной команды.
5.1. Структура основной памяти (ОП)
ОП является адресной памятью, состоит из огромного количества 8-разрядных ячеек, каждая из которых имеет свой уникальный 16-ричный адрес.
Структура ОП приведена на рис. 5.1. Реализация относительной адресации связана с условным разбиением ОП на блоки по 4096 байтов. Справа от структуры ОП в общем виде представлена структура адреса произвольного байта ОП.
ОП
00000000==00 =
00000FFF=409510
00001000=409610
«0»-ой блок ОП
блок ОП
«1»-ый блок ОП
блок ОП
«2»-ой блок ОП
«10242-1»-ый блок ОП
…
00001FFF=8191
00002000=819210
00002FFF
FFFFF000
FFFFFFFF
4096
4096
4096
4096
Структура адреса ячейки ОП
ХХХХХ ХХХ
XXXXX XXX
Номер
блока
ОП
Смещ. отн. начала бл. или баз. адреса
Рис. 5.1. Блочная организация ОП
Формирование адреса осуществляется при помощи двух частей: пять старших битов соответствуют номеру блока, а три младших – смещению относительно начала блока. Начало каждого блока совпадает с адресом ее первого байта, значение которого кратно 4096. Этот адрес получил называние базового. Поскольку объем блока равен 4096, то базовым может считаться адрес. кратный 4096, или адрес, в котором 3 младшие шестнадцатеричные цифры равны 0. Отсчет блоков начинается с 0.
Самые верхние 4096 байтов образуют «0» блок ОП. Понятие базового адреса используется при вычислении абсолютных или исполнительных адресов операндов, размещающихся в ОП. В пределах каждого блока адрес любого байта определяется 12-ти разрядным двоичным или 3-х разрядным 16-ричным числом, которое называется смещением и обозначается в машинных командах латинской буквой «D». Смещение может принимать значение от ООО16 до FFF16. Если при помощи выражения [В] обозначить содержимое регистра СОП, в котором находится значение базового адреса, то значение любого абсолютного адреса «А» ОП можно определить по формуле
А=[В]+D, (5.1)
где А, [В] и D представляются в 16-ричной системе счисления.
Если программы и данные располагаются в нескольких блоках основной памяти, то в регистрах общего назначения приходится хранить несколько базовых адресов (БА). Местом хранения базовых адресов являются регистры общего назначения СОП. Применение относительной адресации упрощает процесс перемещения программ в ОП. Для этого достаточно поменять значения базовых адресов в регистрах СОП. Распределение ОП и назначение БА осуществляется автоматически управляющей программой операционной системы. При программировании на машинно-ориентированных языках (Ассемблерах) программистам, как правило, самим приходится назначать базовые адреса и распределять основную память. Эти операции приходится выполнять и при составлении программ для микроконтроллеров. Назначение нескольких базовых адресов для одной и той же программы происходит в тех случаях, когда объем программы и данных требуют объема, большего, чем 4096 байтов. Распределение ОП между несколькими программами, исходя из блочной организации памяти, осуществляется исключительно блоками со стандартными объемами 4096 байтов. При оперировании с «данными», имеющими длины полуслов, слов или двойных слов, в качестве абсолютных адресов в командах выступают адреса самых младших байтов полей ОП, закрепленных за этими переменными.
5.2. Структура и организация сверхоперативной памяти (СОП)
СОП также является адресной памятью, каждая ячейка имеет свой собственный адрес или номер (рис. 5.2). У этой памяти есть и другое название– регистры общего назначения (РОН). Она состоит из шестнадцати 32-разрядных регистров общего назначения.
Поскольку среди числовых форматов «данных» есть форматы, которые имеют длину 8 байт, то разработчикам современных ЭВМ пришлось на базе тех же стандартных соседних РОН, только спаренных по два, условно выделить четыре регистра с плавающей запятой (РПЗ) с уникальными четными номерами 0, 2, 4, 6. РПЗ с номером 0 – это спаренные РОН с номерами 0 и 1, 2 – это 2 и 3, 4 – это 4 и 5, 6 – это 6 и 7.
|
Номер |
Двоичный адрес регистра (R) |
РОН |
РПЗ |
|
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F |
0000 0001 0010 0011 0100 0101 0110 0111 1000 1001 1010 1011 1100 1101 1110 1111 |
031 031 031 031 031 031 031 031 031 031 031 031 031 031 031 031 |
063 063 063 063 |
Рис. 5.2. Структура сверхоперативной памяти
Использование СОП позволяет повысить среднюю скорость выполнения операций, поскольку СОП имеет меньший цикл обращения по сравнению с ОП. СОП используется для временного хранения операндов и результатов арифметических операций, а также для хранения базовых адресов и индексов переменных типа «массив» (констант модификации адресов), которые используются при формировании исполнительных (абсолютных) адресов ОП. Вопрос двойного назначения регистров с номерами 0, 2, 4 и 6, использующихся в машинных командах, решается при помощи полей кодов операций (КОП), в которых заложена информация о форматах «данных», обработка которых будет осуществляться при помощи данной команды.
5.3. Структура информационных связей блоков
центрального процессора с основной и регистровой памятью
Структура основных связей блоков центрального процессора с основной и регистровой памятью представлена на рис. 5.3. В качестве места расположения программы выбрана ОП. Команды программы поступают из ОП на 64-разрядный регистр команд (РК), входящий в состав блока управляющих регистров (БУР). Выборка машинных команд из ОП осуществляется порциями по 2 байта. В зависимости от типа команды операнды могут располагаться как в ОП, так и в РОН. Для операндов, расположенных в ОП, необходимо выполнение процедуры определения их абсолютных адресов, после чего осуществляется выборка значений операндов из ОП и занесение их в регистры блока арифметико-логического (БАЛ). Далее осуществляется выполнение машинной команды, которая представляет из себя последовательность или программу из микрокоманд (рис. 4.1).
ОП
БУР
БАЛ
Операции над операндами с фиксированной запятой
Операции над операндами с плавающей запятой
Операции над полями переменной длины (в том числе над десятичными числами)
РОН
РПЗ
АДРЕСА
ОП
ДАННЫЕ
ИСПОЛНИТЕЛЬНЫЕ КОМАНДЫ
АДРЕСА
РОН
ДАННЫЕ
ДАННЫЕ
БАЗОВЫЕ
АДРЕСА
ИНДЕКСЫ
АДРЕСА
РПЗ
АБСОЛЮТНЫЕ
АДРЕСА
Рис. 5.3. Обобщенная структурная схема взаимодействия ОП, регистровой памяти и блоков центрального процессора в процессе выполнения машинной команды
На выполнение каждой микрокоманды отводится стандартное время «Т»– машинный такт. В течение машинного такта осуществляется выполнение одного из стандартных «физических процессов», перечисленных в главе 4.
Последней микрокомандой в цепочке микрокоманд, как правило, является микрокоманда, под управлением которой осуществляется запись результатов выполнения машинной команды в ОП.
ОП типовой ЭВМ 4-го поколения состоит из огромного количества типовых восьмиразрядных ячеек памяти. Каждая ячейка представляет собой 8-разрядный регистр, в который в течение машинного такта «Т» можно записывать содержимое восьми двоичных разрядов, а также обеспечивать их считывание без разрушения записанного ранее содержимого.
Глава 6
Внутри машинное представление «данных»
Понятие внутри машинных «форматов данных» неразрывно связано с «типами» переменных, используемых в рамках конкретного языка программирования. Количество типов переменных в разных языках программирования различно, например, в языке СИ++ используется максимальное количество «типов» переменных – 16.
Основные «типы» переменных: символьные – формат «С», целые десятичные со знаком – формат «Р», целые двоичные со знаком – форматы «Н» и «F», числа, представленные в форме с плавающей запятой, – форматы «Е» и «D», – имеют представительство практически во всех языках программирования. Закрепление переменных, использующихся в программе, за конкретными «типами» или, с точки зрения внутри машинного представления «форматами данных», осуществляется при помощи специальных макрокоманд объявления данных «DECLARE» (сокращенно DCL), структура которых представлена на рис. 6.1.
При помощи макрокоманд «DECLARE» осуществляется не только закрепление переменных за «форматами» и «типами», но и закрепление конкретных участков основной памяти за переменными.
DCL [имя переменной] «формат» (атрибуты «формата»)
Рис. 6.1. Структура команды DECLARE
В результате выполнения оператора DECLARE операционная система осуществляет формирование таблицы «имен переменных» (табл. 6.1.).
Таблица 6.1
Таблица имен переменных
|
№ п/п |
Имя переменной |
Формат данных |
Длина поля ОП, байт |
Адрес младшего байта поля ОП, закрепленного за переменной |
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
В графе 5 находится адрес байта ОП, начиная с которого располагается непрерывная область памяти, закрепленная ОС за переменной с именем, которое указано в графе 2. В графе 4 в соответствии с закрепленным «форматом» указывается длина этой области в байтах. В соответствии с правилами разработки программ, все переменные, использующиеся в программе, должны быть объявлены при помощи оператора DCL и представлены в «таблице имен». Занесение имени переменной в «таблицу имен» фактически означает закрепление за ней определенной области памяти, в которой будет размещаться ее текущее значение. В том случае, если разработчик программы забудет пропустить какую-либо переменную, используемую в программе, через оператор DCL, ОС сама организует выполнение оператора DCL для этой переменной, назначит ей «формат» и поместит ее в «таблицу имен». Заполнение «таблицы имен» фактически соответствует процессу распределения реальной ОП между переменными в программе.
6.1. Символьный формат «С»
Формат «С» – это формат переменной длины. Переменные, объявленные в данном формате, могут занимать поля ОП от 1 до 32 778 байтов. Каждый байт используется для внутри машинного представления одного из 196 символов кода ДКОИ. Макрокоманда DСL для переменной, которая должна быть объявлена в символьном формате, имеет следующий вид:
DСL [ Имя переменной ] CHARACTER (n),
где n – длина поля ОП, закрепленного за переменной, объявленной в символьном формате, в байтах, 1 ≤ n ≤ 32 778.
6.2. Десятичный формат «Р»
Формат «Р» – это формат переменной длины, предназначен для записи в ОП целых десятичных чисел со знаком. Переменные, объявленные в данном формате, могут занимать поля от 1 до 8 байтов ОП. Макрокоманда DСL для переменной, за которой закрепляется десятичный формат «Р», имеет следующий вид:
DСL [ Имя переменной ] FIXED DECIMAL (n),
где n – длина поля ОП, закрепленного за переменной, объявленной в десятичном формате, в байтах, 1 ≤ n ≤ 8.
Запись числа в ОП в формате «Р» осуществляется следующим образом: знак числа записывается в правые четыре бита старшего байта поля ОП, закрепленного за переменной, в левые четыре бита записывается двоичное представление младшей цифры числа, остальные цифры записываются справа налево (в сторону возрастания весовых коэффициентов) по две в каждый байт. Незаполненные тетрады заполняются «0». Кодировка знака числа осуществляется 16-ричными цифрами: знак «+» кодируется цифрой «С», знак «–» – цифрой «D». Особенностью формата «Р» является тот факт, что старшие по весовым коэффициентам десятичные цифры, для которых не хватило места в байтах поля ОП, зарезервированного за данной переменной, отбрасываются. В результате при выполнении операции присваивания в ОП может быть записано совершенно не то число, которое находится справа от знака равенства. В связи с этим необходимо внимательно относиться к оценке значений переменных, объявленных в формате «Р», и правильно выбирать параметр формата «n».
6.3. Целые двоичные числа – форматы «Н» и «F»
Форматы «Н» и «F» являются форматами постоянной длины. Формат «Н» имеет длину 2 байта, формат «F» – 4 байта (рис. 6.2). Для регистрации знака числа используется «0»-ой разряд. Знак числа «+»
|
0 1 7 |
8 15 a) |
|||||||||||
0 1 7 8 15 16 23 24 31
б)
Рис.6.2. Структура форматов данных «H» и «F»
кодируется значением «0», знак «–» – значением «1». Числа в форматах «Н» и «F» записываются в ОП в дополнительных кодах. В разрядах с 1-го по 15-й для формата «Н» и с 1-го по 31-й для формата «F» записывается цифровая часть дополнительного кода числа. Запись цифровой части числа осуществляется справа налево, начиная с разрядов 15-ого и 31-ого разрядов, в сторону возрастания их весовых коэффициентов. Нехватка разрядов цифровой части числа соответствует ситуации «переполнение разрядной сетки» – попытке зафиксировать в поле переменной, за которой закреплен формат «Н» или «F», числа, большего по значению верхнего значения диапазонов форматов «Н» или «F». В подобной ситуации необходимо выбрать для переменной другой «формат данных».
6.4. Числа в форме с плавающей запятой – форматы «Е» и «D»
Число с основанием «d» в форме с плавающей запятой выглядит следующим образом:
Х d =± d ±Pr · M d , (6.1)
где d – основание системы счисления; Pr – порядок числа; Мd – мантисса числа – дробное число, старшая цифра в котором отлична от нуля.
Формирование числа в форме с плавающей запятой начинается с записи мантиссы числа Md. Порядок числа Pr определяется параллельно с формированием мантиссы.
Примеры представления чисел с различными основаниями в форме с плавающей запятой:
+3785,61810 = +10+4 · 0,378561810;
–0,003АС7Д16 = –16-2· 0,3АС7Д16;
+110110, 1011012 = 2+6·0,1101101011012.
Анализ компонентов формы числа с плавающей запятой (6.1) дает основание сделать вывод о том, что для данного способа внутри машинной регистрации подлежат в обязательном порядке:
Основание системы счисления «d» регистрировать не надо, так как для определенного класса ЭВМ оно имеет одно то тоже значение ( для современных ЭВМ 4-ого поколения d = 16). Запятую или точку в мантиссе также можно не регистрировать, так как она также имеет фиксированное место. Форматы «Е» и «D» являются форматами постоянной длины: «Е» – 4 байта, «D» – 8 байтов (рис. 6.3).
Компоненты числа, представленного в форме с плавающей запятой, размещаются в полях форматов «Е» и «D» следующим образом:
1. Знак числа в обоих форматах регистрируется в нулевом разряде, кодировка такая же, как и в форматах «H» и «F»: «+» кодируется «0»-ем, «–» –« 1»-ей.
2. Для регистрации знака порядка числа отводится 1-й разряд, числового значения Pr –разряды со 2-го по 7-й, т. е. 6 двоичных разрядов. Тогда порядок числа Pr может принимать следующие значения:
– 1111112 ≤ P r ≤ + 1111112 ;
–6310 ≤ P r ≤ +6310 ( 6.2)
0 78 15 16 23 24 31
а )
0 78 15 16 2324 31 32 39 40 47 48 55 56 63
б)
|
|
0 1 2 3 4 5 6 7
Зн. Зн.
чис по
ла ряд
ка
в)
Рис. 6.3. Представление чисел в форме с плавающей запятой:
а – формат «Е», б – формат «D», в – младший байт форматов «Е» и «D»
Алгоритмы выполнения арифметических операций над числами, представленными в форме с плавающей запятой, требуют наличия только положительных порядков операндов, участвующих в операциях. Поэтому при вводе числовой информации в ЭВМ в форматах «Е» и «D» специальным программным средствам приходится увеличивать порядки чисел на 64 посредством умножения значений всех входных переменных на 1664. В результате таких действий в ОП ЭВМ осуществляется запись не порядков чисел, а уже скорректированных машинных порядков чисел Pm:
Pm= Pr + 64
Если ко всем трем частям неравенства (6.2) прибавить 6410 = 10000002, то получится диапазон для значений машинных порядков Pm чисел, представленных в форматах «Е» и «D».
–64 + 64 ≤ P r + 64 ≤ +63 + 64
110 ≤ P m ≤ 12710
00000012 ≤ P m ≤ 11111112
В машинном порядке Pm, в результате таких преобразований получается обратная кодировка знака порядка числа Pr : если Pr ≥ 0, то значение 1-го разряда равно «1», если Pr ≤ 0, то значение 1-го разряда принимает значение «0». Для сохранения числовой информации вне ЭВМ, при выводе результатов числа, зарегистрированные в форматах «Е» и «D», умножаются на 16-64, т. е. осуществляется обратный переход от машинных порядков Pm к порядкам чисел Pr.
3. Для регистрации мантиссы в формате «Е» отводятся разряды с 8-го по 31-й – три байта. В каждом байте 2 тетрады и, следовательно, можно зафиксировать по две 16-ричных цифры, т. е. в совокупности использование формата «Е» позволяет зарегистрировать шесть 16-ричных цифр мантиссы. В формате «D» для регистрации мантиссы используются разряды с 8-го по 63-й, 7 байтов, и, соответственно, можно зарегист-рировать четырнадцать 16-ричных цифр. Поскольку использование формата «D» обеспечивает внутри машинное представление четырнадцати 16-ричных цифр, а это около восемнадцати 10-ричных цифр вне ЭВМ, против шести 16-ричных и восьми 10-ричных цифр для формата «Е», можно сделать вывод о том, что использование формата «D» обеспечивает значительно большую точность вводимых исходных данных и результатов вычисления.
Макрокоманда DEСLARE для переменных, представленных в форме с плавающей запятой, выглядит следующим образом:
DСL [ имя переменной ] FLOAТ DECIMAL ( p ), (6.3)
0 ≤ p ≤ 8 – формат «Е»
9 ≤ p ≤ 16 – формат «D»
На основании информации, представленной в данном параграфе, можно сформулировать алгоритм формирования внутри машинного представления чисел, представленных в форме с плавающей запятой –форматы «Е» и «D»:
1. Перевести число из 10-ричной СС в 16-ричную СС.
2. Представить в форме с плавающей запятой (6.1).
3. Найти значение машинного порядка в двоичной системе счисления:
Pm = 10000002 + Pr
4. Сформировать содержимое младшего байта поля: разряды с 0-го
по 7-й.
5. Сформировать содержимое поля мантиссы, записывая по две тетрады двоичных разрядов (фактически по две 16-ричных цифры в каждый байт) слева направо.
6.5. Примеры внутри машинного представления значений переменных в основных форматах данных
Для того чтобы максимально приблизить внутри машинное представление информации к реальным физическим процессам, протекающим в ЭВМ, необходимо составить фрагмент программы на языке Ассемблер с операторами DECLARE и присваивания «=» (рис. 6.4). В качестве идентификаторов переменных можно использовать следующие обозначения: А1, А2, А3, А4, А5 и А6, – закрепив за ними при помощи операторов DECLARE форматы данных соответственно «C», «P», «H», «F», «E» и «D».
DCL A1 CHARECTER(3), A2 FIXED DECIMAL(4), A3 FIXED BINARY 8),
A4 FIXED BINARY (20), A5 FLOAT DECIMAL (4),
A6 FLOAT DECIMAL (12)
------------------------------------------------------------------------------------------
------------------------------------------------------------------------------------------
------------------------------------------------------------------------------------------
А1 = «мир»,
А2 = –7854,
А3 = –8953,
А4 =+98 643,
А5 = –0,007 65,
А6 =+6743,57,
------------------------------------------------------------------------------------------
------------------------------------------------------------------------------------------
------------------------------------------------------------------------------------------
------------------------------------------------------------------------------------------
END
Рис. 6.4. Фрагмент программы на языке Ассемблер
Обработка операторов DCL операционной системой приведет к заполнению таблицы «имен переменных» (табл. 6.2). Можно также пред-положить, что объявленные переменные в программе размещаются ОС в ОП, начиная с ячейки с номером 00АВЕ8016, и занимают непрерывную область основной памяти (рис. 6.5).
Внутреннее содержимое ячеек ОП представлено в двух системах счисления: в левой графе, более широкой, внутреннее содержимое ячеек представлено в двоичной СС при помощи 8- разрядных двоичных кодов, в правой, более узкой, в шестнадцатеричной СС при помощи двух 16-ричных цифр.
Таблица 6.2
Таблица «имен переменных»
|
№ п/п |
Имя переменной |
Формат данных |
Длина поля ОП, байты |
Адрес младшего байта поля ОП, закрепленного за переменной |
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
1 |
А1 |
С |
3 |
00АВЕ800 |
|
2 |
А2 |
Р |
4 |
00АВЕ803 |
|
3 |
А3 |
Н |
2 |
00АВЕ807 |
|
4 |
А4 |
F |
4 |
00АВЕ809 |
|
5 |
A5 |
E |
4 |
00АВЕ80D |
|
6 |
A6 |
D |
8 |
00АВЕ8121 |
|
7 |
||||
|
8 |
||||
|
9 |
||||
|
10 |
||||
|
11 |
||||
|
12 |
||||
|
13 |
||||
|
14 |
||||
|
15 |
||||
|
16 |
Переход от двоичного внутри машинного представления информации к шестнадцатеричному осуществляется при помощи системы кодирования «8421» (табл. 3.1). С левой стороны ОП при помощи идентификаторов переменных обозначены области ОП, закрепленные за ними, с правой стороны указаны номера ячеек ОП. Отсчет ячеек начинается, как и в реальной ОП, с нулевой ячейки с номером 0000000016. Последняя ячейка ОП имеет номер FFFFFFFF16. Предложенный вариант внутри машинного представления переменных А1, А2, А3, А4, А5 и А6 представлен в развернутом внутреннем содержимом ячеек ОП в двоичной СС (левая графа) и в шестнадцатеричной СС (правая графа) на рис. 6.5.
|
00000000 |
|||
|
A1 |
10011100 |
9 C |
00АВЕ800 |
|
10001111 |
8 F |
00АВЕ801 |
|
|
10101010 |
A A |
00АВЕ802 |
|
|
A2 |
00000000 |
0 0 |
00АВЕ803 |
|
00000111 |
0 7 |
00АВЕ804 |
|
|
10000101 |
8 5 |
00АВЕ805 |
|
|
01001101 |
4 D |
00АВЕ806 |
|
|
A3 |
11011101 |
D D |
00АВЕ807 |
|
00101011 |
2 D |
00АВЕ808 |
|
|
A4 |
00000000 |
0 0 |
00АВЕ809 |
|
00000001 |
0 1 |
00АВЕ80A |
|
|
10000001 |
8 1 |
00АВЕ80B |
|
|
01010011 |
5 3 |
00АВЕ80C |
|
|
A5 |
10111110 |
B E |
00АВЕ80D |
|
00011111 |
1 F |
00АВЕ80E |
|
|
01010101 |
5 5 |
00АВЕ80F |
|
|
10011011 |
9 B |
00АВЕ810 |
|
|
A6 |
01000100 |
4 4 |
00АВЕ812 |
|
00011010 |
1 A |
00АВЕ813 |
|
|
10001001 |
8 9 |
00АВЕ814 |
|
|
10010001 |
9 1 |
00АВЕ815 |
|
|
11101011 |
E B |
00АВЕ817 |
|
|
10000101 |
8 5 |
00АВЕ818 |
|
|
00011111 |
1 F |
00АВЕ819 |
|
|
10111000 |
B 8 |
00ABE81A |
|
|
FFFFFFFF |
Рис. 6.5. Двоичное и шестнадцатеричное представление
переменных А1, А2, А3, А4, А5 и А6 в ОП
Глава 7
Управляющая информация
7.1. Понятие машинной команды
Материал предыдущего раздела был посвящен вопросам, связанным с внутри машинным представлением основных «форматов данных». Не менее актуальными являются вопросы внутри машинного представления «управляющей информации», основными задачами которой является организация взаимодействия устройств ЭВМ в процессе обработки входных данных и формирования конечных результатов. «Управляющая информация» по назначению и содержанию намного сложнее «данных», представляет из себя иерархическую структуру со строго подчиненными функциональными связями основных ее компонентов. Центральный элемент этой иерархической структуры – машинная команда (МК), которая является двоичным кодом определенной длины. Структура МК непосредственно связана с принципом организации и построения устройств, входящих в состав ЭВМ. Машинная команда, как правило, состоит из двух частей: операционной (КОП) и адресной (рис. 7.1).
|
Коп |
Адресная часть |
Рис. 7.1. Структура машинной команды
В операционной части содержится код операции. Чем длиннее операционная часть, тем большее количество операций можно в ней закодировать. В современных ЭВМ длина поля операции равна 8 двоичным разрядам, что, в свою очередь, позволяет рассчитывать на систему машинных команд общим объемом в 256 различных команд.
В адресной части машинной команды содержится информация об адресах операндов. Это либо значения адресов ячеек ОП, в которых размещаются сами операнды (абсолютная адресация), либо информация, по которой процессор определяет значения их адресов в ОП (относительная адресация). Абсолютная адресация использовалась только в машинах 1 и 2-го поколений. Начиная с машин 3-го поколения, наряду с абсолютной используется относительная адресация.
По количеству адресов в адресной части МК делятся на одно-, двух-, трех- и четырехадресные (рис. 7.2). В ЭВМ 1 и 2-го поколений использовались все структуры машинных команд, приведенные на рис. 7.2. В полях А1, А2, А3 находились значения абсолютных адресов ячеек ОП, в которых соответственно размещались 1, 2 и 3-й операнды, в поле А4 четырехадресной машинной команды – адрес ячейки ОП, где размещалась машинная команда, которая должна была выполняться следующей.
|
Коп |
А1 |
|
Коп |
А1 |
А2 |
|
Коп |
А1 |
А2 |
А3 |
|
Коп |
А1 |
А2 |
А3 |
А4 |
Рис. 7.2. Структуры машинных команд
От использования четырехадресных машинных команд отказались достаточно быстро по причине их информационной избыточности: уже тогда в основном использовался естественный порядок выполнения машинных команд – одна за другой.
Наряду с обычными командами существовали команды условной и безусловной передачи управления, которые обеспечивали переход в любую точку программы. При выборе структуры машинных команд ЭВМ 3-го поколения была выбрана структура с переменным числом адресов в адресной части, т. е. было принято решение использовать одно-, двух- и трехадресные машинные команды. Одновременно с этим в машинах 3-го поколения наряду с абсолютной адресацией стали использовать и относительную адресацию, так как при объёме ОП 4 Гбайта на каждый абсолютный адрес потребовалось бы 32 двоичных разряда, или 4 байта. Таким образом, длина трёхадресной команды с абсолютной адресацией составила бы 3·4 + 1 = 13 байтов = 104 двоичных разряда, что в свою очередь привело бы к излишним затратам ОП. Использование относительной адресации позволило ограничиться максимальной длиной машинной команды формата «SS» в шесть байтов. При количественном составе программ в несколько десятков тысяч машинных команд экономия ОП получается ощутимая.
Абсолютная адресация используется для адресации быстродействующей памяти, работающей в одном ритме с процессором, входящей в его состав и получившей название сверхоперативной памяти (СОП). Она имеет малый объем – 16 ячеек по 32 двоичных разряда – всего 64 байта (рис 5.2).
7.2. Форматы команд 32-разрядных ЭВМ
Усложнение логической организации машин 3-го поколения, наличие большого количества форматов данных, двух типов запоминающих устройств ОП и СОП, использование абсолютной и относительной адресации, одно-, двух- и трехадресных команд явились следствием появления пяти типов машинных команд. Форматы команд, их условные обозначения и структуры представлены в табл. 7.1.
Таблица 7.1
Форматы команд 32-х ЭВМ
|
Усл. обозначе-ние фор- мата |
Название машинной команды |
Формат и структура команды |
Значение 0 и 1-го разрядов КОП |
|
1 |
2 |
3 |
4 |
|
RR |
Регистр–регистр |
КОП R1 R2 0 7 8 11 12 15 |
00 |
|
RX |
Регистр–индексный регистр |
КОП R1 X2 B2 D2 0 7 8 1112 1516 19 20 31 |
01 |
|
RS |
Регистр–память |
КОП R1 R3 B2 D2 0 7 8 1112 1516 19 20 31 |
10 |
|
SI |
Память–непосред- ственный операнд |
КОП I2 B1 D1 0 7 8 15 16 19 20 31 |
10 |
|
SS |
Память–память |
КОП L B1 D1 B2 D2 0 7 8 15 16 19 20 31 32 3540 47 |
11 |
В графе 3 таблицы приведены форматы и структуры машинных команд. Используемые условные обозначения полей в машинных форматах повторяются. В разрядах с 0-го по 7-й размещается 8-разрядный код операции (КОП). В самых левых разрядах, 0 и 1-м, находится двухбитный код длины машинной команды (графа 4) (табл. 7.1).
Поскольку каждый формат имеет фиксированную длину, то при прочтении информации, содержащейся в 0 и 1-м разрядах, в блоке управляющих регистров центрального процессора осуществляется определение длины машинной команды. Из табл. 7.1 следует, что для внутри машинного представления машинных команд используются поля, состоящие из целого количества байт, кратного двум или машинному полуслову. После считывания первых двух байтов и анализа значений 0 и 1-го разрядов, схемам процессора, управляющим выборкой команд из ОП, становится известно, сколько еще пар байтов необходимо считать в регистр команд, чтобы зафиксировать в нем машинную команду, которую предстоит выполнять процессору: если в 0 и 1-м разрядах – 00, то это – команда RR и больше ничего не надо считывать, если- 01 или -10, то это – одна из команд RX, RS, SI и необходимо считать еще следующие 2 байта из ОП, если в 0 и 1-м разрядах – 11, то процессор получает информацию о том, что из ОП необходимо считать еще два раза по 2 байта, чтобы выбрать команду форматаSS из памяти полностью. При помощи восьми разрядов поля КОП осуществляется кодировка следующей информации: в правых четырех битах – разряды с 0-го по 3-й – содержится код группы команд для определенного типа формата данных или управления, в левых четырех битах – разряды с 4-го по 7-й – находится номер команды в группе. Развернутая система машинных команд ЭВМ 3-го и 4-го поколений содержит 176 различных машинных команды при потенциальных возможностях восьмиразрядного двоичного КОП- 256 (приложение 3).
Индексы условных обозначений полей соответствуют информации, по которой будут определяться адреса операндов. Следовательно, команды RR, RX, SS являются 2- адресными, а команда RS – 3-адресной, SI – одноадресной, так как в поле I2 находится не информация для определения адреса 2-го операнда, а его непосредственное значение. Поля, обозначенные буквой R, обозначают, что местом нахождения операндов являются регистры РОН, а сами значения полей соответствуют номерам РОН, в которых размещаются операнды. Буквами В1 и В2 обозначаются поля, где содержатся номера РОН, в которых соответственно находятся значения базовых адресов 1 и 2-го операндов. В полях D1 и D2 находятся абсолютные значения смещений 1 и 2-го операндов относительно базовых адресов, записанные в 16-тиричной СС. В поле L команды SS указывается длина операндов, адреса которых определяются при помощи содержимого регистра В1 и смещения D1- для первого операнда и содержимого регистра В2 и значения смещения D2- для второго операнда. Команда RR имеет наименьшую длину – 2 байта, или полуслово; RX, RS, SI – 4 байта (одно машинное слово); SS – 6 байт (1,5 машинных слова). Поля R1, R2, R3, В1, В2 имеют длину четыре двоичных разряда, что является достаточным для указания номера РОН. Поля D1, D2 имеют длину 12 двоичных разрядов, 3 тетрады, что достаточно, чтобы зафиксировать значение смещения младшего байта поля ОП, закрепленного за переменной относительно базового адреса, которое может принимать значение от 00016 до FFF16. Среди форматов только одна команда RS трехадресная. Команды RR, RХ, SS – двухадресные, команда SI – одноадресная. Полный набор мнемокодов и 16-ричной интерпретации команд машинно-ориентированного языка программирования Ассемблера приведен в приложении 3.
Для размещения машинной программы операционной системой выделяется один или несколько стандартных блоков ОП, координаты которых задаются при помощи базовых адресов. Поскольку в качестве альтернативного размещения данных при рассмотрении машинных команд появилось такое запоминающее устройство, как СОП, или РОН, то необходимо по всем форматам данных сформулировать правила их размещения в РОН.
Форматы «С» и «P» являются форматами переменной длины, для их представления в СОП могут использоваться либо 4-байтные РОН, либо 8-байтные, спаренные РПЗ. Размещение в СОП переменных, объявленных в форматах «F» и «E», сводится к закреплению за ними одного из регистров РОН, причем для формата «F» регистрация знака осуществляется в 0-м бите, а мантиссы в виде дополнительного кода в разрядах с 1-го по 31-й, для формата «E» регистрация знака числа осуществляется в 0-м бите, характеристики числа – в разрядах с 1-го по 7-й, мантиссы в разрядах с 8-го по 31-й.
Размещение переменных, объявленных в формате «D», осуществляется аналогично формату «E» в одном из спаренных регистров РПЗ с номерами 0, 2, 4, 6 с той лишь разницей, что для мантиссы отводятся разряды с 8-го по 31-й младшего регистра и разряды с 0-го по 31-й старшего регистра. Для переменных, объявленных в формате «H», в разрядах с 0-го по 15-й РОН записываются «0», в 16-м разряде регистрируется знак числа, а с 17-го по 31-й записываются разряды дополнительного кода числа.
Учитывая отсутствие достаточного количества общедоступной литературы, связанной со спецификой «управляющей информации», целесообразно подробно рассмотреть практические примеры для каждого формата машинных команд. В примерах необходимо рассмотреть содержимое ОП и СОП до начала выполнения машинной команды и после ее выполнения.
7.3. RR –« регистр–регистр»
Длина команды 16 двоичных разрядов, или полуслово. R1, R2 – номера РОН, в которых находятся соответственно 1 и 2-й операнды. Результат операции записывается в регистр общего назначения, адрес которого находится в поле R1.
Задание 1. Используя формат команды RR, заполнить поля команды информацией, представленной в 16-ричной СС и представить внутреннее содержимое РОН до и после выполнения операции. КОП = 1А – операция сложения чисел, представленных в форме с фиксированной запятой, формат «F»; R1 = 3; R2 = 4; значение первого операнда О1 = + 32410; значение второго операнда О2 = + 30010.
Этапность выполнения Задания 1:
1. Записать 16-ричное представление полей машинной команды:
|
1 А |
3 |
4 |
0 7 8 1112 15
2. Представить в 16-ричной СС значения О1, О2 и результата( РЗ):
О1 = + 32410 = 14416, О2 = + 30010 = 12С16, РЗ = 62410 = 27016
3. В соответствии с правилами внутри машинного представления чисел в формате «F», представить содержимое используемых РОН до и после выполнения операции в 16-ричной СС (рис. 7.3).
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
0 |
0 |
|||||||||||
|
1 |
1 |
|||||||||||
|
2 |
2 |
|||||||||||
|
00 |
00 |
01 |
44 |
3 |
00 |
00 |
02 |
70 |
3 |
|||
|
00 |
00 |
01 |
2C |
4 |
00 |
00 |
01 |
2C |
4 |
|||
|
5 |
5 |
|||||||||||
|
6 |
6 |
|||||||||||
|
7 |
7 |
|||||||||||
|
8 |
8 |
|||||||||||
|
9 |
9 |
|||||||||||
|
A |
A |
|||||||||||
|
B |
B |
|||||||||||
|
C |
C |
|||||||||||
|
D |
D |
|||||||||||
|
E |
E |
|||||||||||
|
F |
F |
Рис. 7.3. Содержимое РОН до и после выполнения
машинной команды
Номера РОН располагаются справа от самих регистров и имеют значения от 0 до F в 16-ричной СС. Сами РОН развернуты в виде 4-х байтов, содержимое каждого их которых представлено двумя 16-ричными цифрами.
7.4. RX - «регистр–индексный регистр»
Команды формата RX имеют длину 4 байта, двухадресные, предназначены выполнения операций над переменными типа массив. 1-й операнд размещается в РОН по адресу, который находится в поле R1, адрес 2-го операнда определяется по формуле:
А2 = [В2] + [Х2] + D2 , (7.1)
где В2 – номер РОН, в котором находится значение базового адреса, Х2 –номер РОН, в котором находится значение индекса переменной, определяемое по формуле
Х2 = L*I (7.2)
где L – длина переменной в байтах, I – номер элемента в массиве (для одномерного массива), D2 – абсолютное значение смещения 0-го элемента массива относительно базового адреса, т. е. фактически получается, что выражение
[В2] + D2 (7.3)
определяет байт ОП, начиная с которого осуществляется размещение 2-й переменной типа «массив» в ОП. Результат операции РЗ помещается на место 1-го операнда в РОН.
Задание 2. Используя формат команды RX, заполнить поля команды информацией, представленной в 16-ричной СС и представить внутреннее содержимое использованных РОН и полей ОП до и после выполнения операции. КОП = 5В – операция вычитания чисел, представ-ленных в форме с фиксированной запятой, формат «F», R1=1, В2=2. Значение первого операнда О1 = +686210, значение второго операнда, который является элементом массива с номером 4, О2 = +356210. Содержимое Х2 должно быть равно 4*4 = 1610 = 1016.
Этапность выполнения задания 2:
1. Записать 16-ричное представление полей машинной команды:
|
5 В |
1 |
2 |
3 |
4 0 0 |
0 7 8 1112 1516 1920 31
2. Выполнение операции вычитания сводится к следующим действиям: из значения операнда, который находится в 1-м регистре общего назначения, вычесть значение операнда, являющегося 4-м элементом переменной типа «массив», объявленной в формате «F». Адрес младшего байта поля ОП, в котором размещается 2-й операнд, определяется по формуле (7.1). Результат помещается по адресу первого операнда в регистр общего назначения с номером 1.
3. Представить в 16-ричной СС значения О1, О2 и результата РЗ:
О1=+686210=+8АСЕ16, О2=+356210=+ D ЕА16, РЗ=+330010=+СЕ416
4. В соответствии с правилами внутри машинного представления чисел в формате «F» представить содержимое используемых РОН до и после выполнения операции в 16-ричной СС (рис. 7.4).
5. Исполнительный адрес 2-го операнда определяется по формуле 7.1 и будет иметь значение
А2(4) =00АЕА00016+40016+1016=00АЕА41016.
6. Адрес байта поля ОП, начиная с которого размещается 0-й элемент массива 2-й переменной, определяется по формуле 7.3 и будет иметь значение
А2(0)= 00АЕА00016+40016=00АЕА400.
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
0 |
0 |
|||||||||||
|
00 |
00 |
8А |
СЕ |
1 |
00 |
00 |
0С |
Е4 |
1 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
10 |
2 |
00 |
00 |
00 |
10 |
2 |
|||
|
00 |
АЕ |
А0 |
00 |
3 |
00 |
АЕ |
А0 |
00 |
3 |
|||
|
4 |
4 |
|||||||||||
|
5 |
5 |
|||||||||||
|
6 |
6 |
|||||||||||
|
7 |
7 |
|||||||||||
|
8 |
8 |
|||||||||||
|
9 |
9 |
|||||||||||
|
A |
A |
|||||||||||
|
B |
B |
|||||||||||
|
C |
C |
|||||||||||
|
D |
D |
|||||||||||
|
E |
E |
|||||||||||
|
F |
F |
Рис. 7.4. Содержимое РОН до и после выполнения
машинной команды
7. Содержимое поля ОП, в котором размещается 2-й операнд, будет неизменным после завершения выполнения машинной команды (рис. 7.5).
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
|
00000000 |
000000000 |
||||||
|
00000001 |
000000001 |
|||||||
|
0-й элемент массива |
F F |
00АЕА410 |
0-й |
F F |
00АЕА410 |
|||
|
F F |
00АЕА411 |
элемент |
F F |
00АЕА411 |
||||
|
F F |
00АЕА412 |
массива |
F F |
00АЕА412 |
||||
|
9 1 |
00АЕА413 |
9 1 |
00АЕА413 |
|||||
|
1-й элемент массива |
F F |
00АЕА414 |
1-й |
F F |
00АЕА414 |
|||
|
F F |
00АЕА415 |
элемент массива |
F F |
00АЕА415 |
||||
|
F 0 |
00АЕА416 |
F 0 |
00АЕА410 |
|||||
|
5 7 |
00АЕА417 |
5 7 |
00АЕА410 |
|||||
|
|
2-й элемент массива |
0 0 |
00АЕА418 |
2-й элемент массива |
0 0 |
00АЕА410 |
||
|
0 0 |
00АЕА419 |
0 0 |
00АЕА410 |
|||||
|
F D |
00АЕА41A |
F D |
00АЕА410 |
|||||
|
A 9 |
00АЕА41B |
A 9 |
00АЕА410 |
|||||
|
3-й элемент массива |
F F |
00АЕА41C |
3-й элемент массива |
F F |
00АЕА410 |
|||
|
F F |
00АЕА41D |
F F |
00АЕА410 |
|||||
|
D B |
00АЕА41E |
D B |
00АЕА410 |
|||||
|
A 5 |
00АЕА41F |
A 5 |
00АЕА410 |
|||||
|
4-й элемент массива |
0 0 0 0 0 D E A |
00АЕА420 00АЕА421 00АЕА422 00AEA423 |
4-й элемент массива |
0 0 0 0 0 D E A |
00АЕА420 00АЕА421 00АЕА422 00АЕА423 |
|||
|
FFFFFFFF |
FFFFFFFF |
|||||||
Рис. 7.5. Содержимое ОП до и после выполнения машинной команды
Анализ содержимого полей ОП, в которых размещаются значения 0, 1 и 3-го элементов переменной типа «массив» А2, дает основание сделать выводы о том, что 0, 1 и 3-й элементы являются отрицательными числами, так как в знаковых разрядах находится «1», элементы 2 и 4-й являются положительными числами, поскольку их знаковые разряды имеют значение «0». 4-й элемент массива, выступающий в данной операции в качестве 2-го операнда, после завершения операции своего значения не меняет. В заключение можно отметить, что формат RX – единственный, который может работать с индексными переменными.
7.5. RS – «регистр–память»
Команды формата RS имеют длину 4 байта, трехадресные, предназначены для выполнения арифметических операций над переменными в любых числовых «форматах данных». Среди команд формата RS есть команды передачи управления, логические операции, команды сдвига слова влево, арифметического сдвига двойного слова влево и т. д. В командах формата RS 1-й операнд размещается в РОН, адрес которого находится в поле R1, адрес 2-го операнда определяется по формуле
А2= [В2] + D2 (7.4)
где В2 – номер РОН, в котором находится значение базового адреса 2-го операнда, D2 – абсолютное значение смещения младшего байта поля ОП, закрепленного за 2-м операндом, относительно базового адреса.
Результат операции РЗ помещается в РОН, номер которого находится в поле R3 машинной команды.
Задание 3. Используя формат команды RS, заполнить поля команды информацией, представленной в 16-ричной СС, и представить внутреннее содержимое использованных РОН и полей ОП до и после выполнения операции. КОП = AF – операция вычитания чисел без норма-лизации, представленных в форме с плавающей запятой (формат «D»), R1 = 0, R3 = 2, В2 = 4.Значение первого операнда О1 = +27210, значение второго О2 = +13810. Смещение 2-го операнда относительно базового D2 = А00.
Этапность выполнения задания 3:
1. Записать 16-ое представление полей машинной команды:
|
A F |
0 |
2 |
4 |
A 0 0 |
0 7 8 11 12 1516 2324 31
2. Выполнение операции вычитания сводится к следующим действиям: из значения операнда, который находится в 0-м регистре общего назначения, вычесть значение операнда, который находится 8-ми байтном поле ОП, адрес которого определяется по формуле (7.4). Результат операции помещается в РПЗ с номером 2.
3. Представить в 16-ричной СС значения О1, О2 и результата РЗ:
О1 = +27210= 11016, О2 = +13810 = +8А16, РЗ = 13410 = +8616.
4. В соответствии с правилами внутри машинного представления чисел в формате «D» представить содержимое используемых РПЗ, имеющих четные номера 0 и 2, до и после выполнения операции в 16-ричной СС (рис. 7.6).
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
43 |
11 |
00 |
00 |
0 |
43 |
11 |
00 |
00 |
0 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
00 |
1 |
00 |
00 |
00 |
00 |
1 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
00 |
2 |
42 |
86 |
00 |
10 |
2 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
00 |
3 |
00 |
00 |
00 |
00 |
3 |
|||
|
00 |
А0 |
00 |
00 |
4 |
00 |
А0 |
00 |
00 |
4 |
|||
|
5 |
5 |
|||||||||||
|
6 |
6 |
|||||||||||
|
7 |
7 |
|||||||||||
|
8 |
8 |
|||||||||||
|
9 |
9 |
|||||||||||
|
A |
A |
|||||||||||
|
B |
B |
|||||||||||
|
C |
C |
|||||||||||
|
D |
D |
|||||||||||
|
E |
E |
|||||||||||
|
F |
F |
Рис. 7.6. Содержимое РОН до и после выполнения машинной команды
5. Исполнительный адрес 2-го операнда определяется по формуле (7.3) и будет иметь значение
А2 = 00А0000016 + А0016 = 00А00А0016.
6. Содержимое поля ОП, в котором размещается 2-й операнд, будет неизменным после завершения выполнения машинной команды (рис. 7.7).
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
00000000 |
000000000 |
|||||||
|
00000001 |
000000001 |
|||||||
|
4 2 |
00A00A00 |
4 2 |
00A00A00 |
|||||
|
8 A |
00A00A01 |
8 A |
00A00A01 |
|||||
|
0 0 |
00A00A02 |
0 0 |
00A00A02 |
|||||
|
2-й операнд |
0 0 |
00A00A03 |
2-й операнд |
0 0 |
00A00A03 |
|||
|
0 0 |
00A00A04 |
0 0 |
00A00A04 |
|||||
|
0 0 |
00A00A05 |
0 0 |
00A00A05 |
|||||
|
0 0 |
00A00A06 |
0 0 |
00A00A06 |
|||||
|
0 0 |
00A00A07 |
0 0 |
00A00A07 |
|||||
|
FFFFFFFF |
FFFFFFFF |
Рис. 7.7. Содержимое ОП до и после выполнения машинной команды
7.6. SI – «память – непосредственный операнд»
Команда одноадресная, в адресной части размещаются поля В1 и D1, по содержимому которых осуществляется определение поля ОП, в котором находится значение 1-го операнда. В отличие от других машинных команд в данной машинной команде заниматься определением адреса 2-го операнда нет необходимости. Значение 2-го операнда находится в поле I2, т.е. 2-й операнд находится не в ОП или РОН, а в самой команде. Результат выполненной машинной команды помещается по адресу 1-го операнда А1, который определяется по формуле
А1 = [В1] + D1 (7.5)
Можно привести практический пример использования этой команды: если при наборе текста в текстовом редакторе обнаруживается ошибка в каком-то слове, исправление сводится к замене одной буквы на другую, т.е. вместо буквы «а» необходимо поставить букву «и». В. С точки зрения внутри машинного представления информации необходимо поменять содержимое байта ОП, в котором находится значение символа «а» в коде ДКОИ, на значение символа «и», что фактически эквивалентно записи значения I2 ( двоичного представления символа «и» в коде ДКОИ) в однобайтное поле ОП с адресом А1, в котором до выполнения команды находилось двоичное представление символа «а». Для машинных команд формата SI характерно выполнение команд «пересылка непосредственная» (КОП = MVI). Вполне очевидным является факт однобайтности операндов, поскольку поле I2 имеет фиксированную длину восемь двоичных разрядов. Такими параметрами обладают только символьные и логические переменные.
Задание 4. Используя формат команды SI, заполнить поля команды информацией, представленной в 16-ричной СС, и представить внутреннее содержимое использованных РОН и полей ОП до и после выполнения операции. КОП=92 – операция записи содержимого поля I2= 02 в байт ОП с адресом А1 = (В1) + D1= 00А0000016 + 50016 = 00А0050016, где В1 = 4, (В1) = 00А0000016, смещение 1-го операнда относительно базового D1 = 500.
Этапность выполнения задания 4:
1. Записать 16-ричное представление полей машинной команды:
|
9 2 |
0 |
2 |
4 |
5 0 0 |
0 7 8 1112 1516 2324 31
2. Выполнение операции сводится к следующим действиям: содержимое разрядов с 8-го по 15-й машинной команды должно быть записано в байт ОП с номером или адресом А1 = 00А0050016 .
3. В соответствии с правилами внутри машинного представления, представить содержимое РОН с номером 4, являющегося базовым для 1-го операнда, до и после выполнения операции в 16-ричной СС (рис. 7.8).
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
00 |
00 |
00 |
00 |
0 |
00 |
00 |
00 |
00 |
0 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
00 |
1 |
00 |
00 |
00 |
00 |
1 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
00 |
2 |
00 |
00 |
00 |
00 |
2 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
00 |
3 |
00 |
00 |
00 |
00 |
3 |
|||
|
00 |
А0 |
00 |
00 |
4 |
00 |
А0 |
00 |
00 |
4 |
|||
|
5 |
5 |
|||||||||||
|
6 |
6 |
|||||||||||
|
-- |
-- |
|||||||||||
|
F |
F |
Рис. 7.8. Содержимое РОН до и после выполнения машинной команды
4. Содержимое поля ОП, закрепленное за 1-м операндом, с адресом А1 = 00А0050016 до и после выполнения машинной команды представлено на рис. 7.9.
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
00000000 |
000000000 |
|||||||
|
00000001 |
000000001 |
|||||||
|
1-й операнд |
0 0 |
00A00500 |
1-й операнд |
0 2 |
00A00500 |
|||
|
0 0 |
00A00501 |
0 0 |
00A00501 |
|||||
|
0 0 |
00A00502 |
0 0 |
00A00502 |
|||||
|
0 0 |
00A00503 |
0 0 |
00A00503 |
|||||
|
0 0 |
00A00504 |
0 0 |
00A00504 |
|||||
|
FFFFFFFF |
FFFFFFFF |
|||||||
Рис. 7.9. Содержимое ОП до и после выполнения машинной команды
7.7. SS-«память-память»
Команда SS – самая длинная команда, ее длина – 48 двоичных разрядов, 6 байтов, или три машинных полуслова. Команда двухадресная, операнды находятся в ОП, результат помещается по месту 1-го операнда. В поле L указываются значения размеров полей ОП, закрепленных за операндами О1 и О2, в полях В1, В2 – номера РОН, в которых находятся значения их базовых адресов, в полях D 1, D2 – значения смещений относительно базовых адресов соответственно 1 и 2-го операндов. Команды формата SS используются для выполнения арифметических и логических операций над переменными, объявленными в форматах «Р», «H», «F», «E», «D» и др.
Задание 5. Используя формат команды SS, заполнить поля команды информацией в 16-ой СС и представить внутреннее содержимое использованных РОН и полей ОП до и после выполнения операции. КОП = FA – операция сложения целых десятичных чисел, представленных в форме с фиксированной запятой (формат «Р»). Для представления значений операндов использовать поля ОП длиной по два байта, соответственно L = 2 . Значение 1-го операнда О1 = +5610, значение 2-го операнда О2 = +3410. Базовые адреса 1 и 2-го операндов В1 = 00АА000016, В2 = 00ЕЕ000016, смещения операндов относительно базовых адресов D1 = 60016, D2 = 90016. После выполнения операции результат помещается по месту 1-го операнда.
Этапность выполнения задания 5:
1. Записать 16-ричное представление полей машинной команды:
|
F A |
0 2 |
2 |
6 0 0 |
3 |
9 0 0 |
0 7 8 15 16 23 24 31 32 35 36 47
2. Выполнение операции сложения сводится к следующим действиям: значения 1 и 2-го операндов суммируются. Результат операции РЗ = 9010 помещается в ОП на место 1-го операнда.
3. Содержимое РОН с номерами 2 и 3, в которых находятся значения базовых адресов 1 и 2-го операндов до и после выполнения операции в 16-ричной СС приведено на рис. 7.10.
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
00 |
00 |
00 |
00 |
0 |
00 |
00 |
00 |
00 |
0 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
00 |
1 |
00 |
00 |
00 |
00 |
1 |
|||
|
00 |
АА |
00 |
00 |
2 |
00 |
АА |
00 |
00 |
2 |
|||
|
00 |
ЕЕ |
00 |
00 |
3 |
00 |
ЕЕ |
00 |
00 |
3 |
|||
|
00 |
00 |
00 |
00 |
4 |
00 |
00 |
00 |
00 |
4 |
|||
|
5 |
5 |
|||||||||||
|
6 |
6 |
|||||||||||
|
7 |
7 |
|||||||||||
|
8 |
8 |
|||||||||||
|
9 |
9 |
|||||||||||
|
A |
A |
|||||||||||
|
B |
B |
|||||||||||
|
C |
C |
|||||||||||
|
D |
D |
|||||||||||
|
E |
E |
|||||||||||
|
F |
F |
Рис. 7.10. Содержимое РОН до и после выполнения
машинной команды
4. Исполнительный адрес 1-го операнда определяется по формуле (7.4) и будет иметь значение:
А1 = 00АА000016 + 60016 = 00АА060016 .
Исполнительный адрес второго операнда определяется также по формуле (7.4) и будет иметь значение:
А2 = 00ЕЕ000016 + 90016 = 00ЕЕ090016.
5. Содержимое полей ОП, закрепленных за 1 и 2-м операндами
до и после завершения выполнения машинной команды представлено на рис. 7.11.
До выполнения После выполнения
машинной команды машинной команды
|
00000000 |
000000000 |
|||||||
|
00000001 |
000000001 |
|||||||
|
1-й операнд |
0 5 6 С |
00A00600 00A00A01 |
1-й операнд |
0 9 0 С |
00A00600 00A00601 |
|||
|
|
||||||||
|
2-й операнд |
0 3 4 С |
00A00900 00A00901 |
2-ой операнд |
0 3 4 С |
00A00900 00A00901 |
|||
|
FFFFFFFF |
FFFFFFFF |
|||||||
Рис.7.11. Содержимое ОП до и после выполнения машинной команды.
На основании подробного рассмотрения 5 форматов машинных команд, можно сделать выводы о том, что ассемблированная форма представления «управляющей информации» для 32-, 64-разрядных машин идентична ассемблерам, которые используются в 16-разрядных микроконтроллерах. Причем у 16-разрядных микроконтроллеров может быть значительно больший по объему набор команд (до 256). Инвариантность «форматов команд» по отношению к емкости основной памяти обеспечивается за счет использования относительной адресации. При таком способе адресации предельный объем памяти определяется исходя из максимально возможных значений базовых адресов.
В современных 32-разрядных ЭВМ выборка машинных команд из памяти в центральный процессор осуществляется порциями по 2 байта. Применение команд различных форматов, в особенности с короткими адресами, относящимися к регистровой памяти, кроме отмеченного выше сокращения частоты обращения к основной памяти, способствует уменьшению объемов программ и экономии адресного пространства ОП.
Заключение
Вопросы внутри машинного представления информации на протяжении всего времени развития электронно-вычислительной техники имели актуальное значение. За 70 лет достигнуты серьезные успехи в этом направлении. Разработчиками пройден нелегкий путь от реализации обработки чисел в форме с фиксированной запятой в ЭВМ 1-ого поколения до возможности обработки мультимедийной информации. Несмотря на то, что в настоящее время не все существующие виды информации, используемые человеком, можно обработать в ЭВМ, успехи в этой области достигнуты колоссальные. Глубокое понимание внутри машинного представления информации, безусловно, позволит пользователям ЭВМ боле грамотно разрабатывать и эксплуатировать программные продукты. Одной из целей издания настоящего пособия, была попытка в какой-то степени восполнения существующих пробелов в современной литературе по внутри машинному представлению информации. В рамках одного пособия, безусловно, сложно было осветить внутри машинное представление всех перечисленных в Главе 4 видов информации. Автор предполагает восполнить эти пробелы в следующих работах.
ПРИЛОЖЕНИЯ
Приложение 1
Таблица КОИ-7 Н0
|
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
||||||||
|
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
||||||||
|
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
||||||||
|
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
ПУС |
АР1 |
ПР |
0 |
ю |
п |
Ю |
П |
|||
|
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
НЗ |
СУ1 |
! |
1 |
а |
я |
А |
Я |
|||
|
0 |
0 |
1 |
0 |
2 |
НТ |
СУ2 |
« |
2 |
б |
п |
Б |
П |
|||
|
0 |
0 |
1 |
1 |
3 |
КТ |
СУ3 |
# |
3 |
ц |
с |
Ц |
С |
|||
|
0 |
1 |
0 |
0 |
4 |
КП |
СУ4 |
$ |
4 |
д |
т |
Д |
Т |
|||
|
0 |
1 |
0 |
1 |
5 |
КТМ |
НЕТ |
% |
5 |
е |
у |
Е |
У |
|||
|
0 |
1 |
1 |
0 |
6 |
ДА |
СИН |
& |
6 |
ф |
ж |
Ф |
Ж |
|||
|
0 |
1 |
1 |
1 |
7 |
ЗВ |
КБ |
. |
7 |
г |
в |
Г |
В |
|||
|
1 |
0 |
0 |
0 |
8 |
ВШ |
АН |
( |
8 |
х |
ь |
Х |
Ь |
|||
|
1 |
0 |
0 |
1 |
9 |
ПТ |
КН |
) |
9 |
И |
ы |
И |
Ы |
|||
|
1 |
0 |
1 |
0 |
A |
ПС |
ЗМ |
* |
: |
й |
э |
Й |
Э |
|||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
B |
ВТ |
АР2 |
+ |
; |
к |
щ |
К |
Щ |
|||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
C |
ПФ |
РИ4 |
, |
< |
л |
э |
Л |
Э |
|||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
D |
ВК |
РИ3 |
_ |
= |
м |
щ |
М |
Щ |
|||
|
1 |
1 |
1 |
0 |
E |
ВЫХ |
РИ2 |
. |
> |
н |
ч |
Н |
Ч |
|||
|
1 |
1 |
1 |
1 |
F |
ВХ |
РИ1 |
/ |
? |
о |
ъ |
О |
Примечание.
Таблица содержит буквы регионального алфавита.
Двоичный код любого символа этой таблицы определяется следующим образом: правые 4 бита символа соответствуют номеру строки, в которой находится требуемый символ, а левые 3 бита – номеру колонки таблицы, содержащей данный символ.
Таблица КОИ-7 Н1
|
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
||||||||
|
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
||||||||
|
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
||||||||
|
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
LUL |
DL |
SP |
0 |
@ |
P |
, |
p |
|||
|
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
SOH |
DC1 |
! |
1 |
A |
Q |
a |
q |
|||
|
0 |
0 |
1 |
0 |
2 |
STX |
DC2 |
« |
2 |
B |
R |
b |
r |
|||
|
0 |
0 |
1 |
1 |
3 |
ETX |
DC3 |
# |
3 |
C |
S |
c |
s |
|||
|
0 |
1 |
0 |
0 |
4 |
EOT |
ADC4 |
$ |
4 |
D |
T |
d |
t |
|||
|
0 |
1 |
0 |
1 |
5 |
ENQ |
NAK |
% |
5 |
E |
U |
e |
u |
|||
|
0 |
1 |
1 |
0 |
6 |
ACK |
SYN |
& |
6 |
F |
V |
f |
v |
|||
|
0 |
1 |
1 |
1 |
7 |
BEL |
ETB |
* |
7 |
G |
W |
g |
w |
|||
|
1 |
0 |
0 |
0 |
8 |
BS |
бCAN |
( |
8 |
H |
X |
h |
x |
|||
|
1 |
0 |
0 |
1 |
9 |
HT |
EM |
) |
9 |
I |
Y |
i |
y |
|||
|
1 |
0 |
1 |
0 |
A |
LE |
SUB |
- |
: |
J |
Z |
j |
z |
|||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
B |
VT |
ESC |
+ |
; |
K |
[ |
k |
{ |
|||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
C |
FF |
IS4 |
, |
< |
L |
\ |
l |
| |
|||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
D |
CR |
IS3 |
_ |
= |
M |
] |
m |
} |
|||
|
1 |
1 |
1 |
0 |
E |
CO |
IS2 |
. |
> |
N |
^ |
n |
_ |
|||
|
1 |
1 |
1 |
1 |
F |
SI |
IS1 |
/ |
? |
O |
_ |
o |
DEL |
Примечание.
Таблица содержит буквы латинского алфавита. Двоичный код любого символа этой таблицы определяется следующим образом: правые 4 бита символа соответствуют номеру строки, в которой находится тре-буемый символ, а левые 3 бита – номеру колонки таблицы, содержащей данный символ.
Приложение 2
Таблица ДКОИ
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
|||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
|||||||||
|
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
1 |
|||||||||
|
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
0 |
1 |
|||||||||
|
№ |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
8 |
9 |
A |
B |
C |
D |
E |
F |
||||||||
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
ПУС |
АР1 |
ВЦФ |
Д16 |
ПРОБЕЛ |
& |
- |
ц |
й |
я |
ь |
{ |
} |
\ |
0 |
|||||
|
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
Н3 |
СУ1 |
Н3К |
Д17 |
\ |
a |
j |
- |
ы |
А |
f |
Д31 |
1 |
|||||||
|
0 |
0 |
1 |
0 |
2 |
НТ |
СУ2 |
РП |
СИН |
b |
k |
s |
з |
B |
K |
S |
2 |
||||||||
|
0 |
0 |
1 |
1 |
3 |
КТ |
СУ3 |
ДО3 |
Д19 |
c |
l |
t |
ш |
C |
L |
T |
3 |
||||||||
|
0 |
1 |
0 |
0 |
4 |
ВЫП |
ВСТ |
БК |
ВКП |
d |
m |
u |
э |
D |
M |
U |
4 |
||||||||
|
0 |
1 |
0 |
1 |
5 |
ГТ |
НС |
ПС |
ОСУ |
t |
n |
v |
щ |
E |
N |
V |
5 |
||||||||
|
0 |
1 |
1 |
0 |
6 |
НП |
ВШ |
КБ |
ВП |
ю |
f |
o |
w |
ч |
F |
O |
W |
6 |
|||||||
|
0 |
1 |
1 |
1 |
7 |
ОЖД |
АР2 |
КП |
а |
g |
p |
х |
ъ |
G |
P |
X |
7 |
||||||||
|
1 |
0 |
0 |
0 |
8 |
Д23 |
АН |
Д08 |
Д24 |
б |
h |
q |
y |
Ю |
H |
Q |
Y |
8 |
|||||||
|
1 |
0 |
0 |
1 |
9 |
Д13 |
КН |
Д09 |
Д25 |
« |
i |
r |
z |
А |
I |
R |
Z |
9 |
|||||||
|
1 |
0 |
1 |
0 |
A |
НРВ |
УУК |
УР |
Д26 |
[ |
] |
| |
: |
к |
р |
Б |
Х |
Н |
Т |
3 |
|||||
|
1 |
0 |
1 |
1 |
B |
ВТ |
СП1 |
СП2 |
СП3 |
. |
, |
# |
в |
л |
с |
Ц |
И |
О |
У |
Ш |
|||||
|
1 |
1 |
0 |
0 |
C |
ПФ |
РФ |
Д12 |
СТП |
< |
* |
% |
@ |
ф |
м |
m |
Д |
Й |
П |
Ж |
3 |
||||
|
1 |
1 |
0 |
1 |
D |
ВК |
РГ |
КТМ |
НЕТ |
( |
) |
_ |
« |
г |
н |
у |
Е |
К |
Я |
В |
Ц |
||||
|
1 |
1 |
1 |
0 |
E |
ВЫХ |
Р3 |
ДА |
Д30 |
= |
$ |
> |
= |
х |
о |
ж |
ф |
Л |
Р |
Ь |
4 |
||||
|
1 |
1 |
1 |
1 |
F |
ВХ |
Р3 |
3В |
3М |
! |
- |
? |
“ |
и |
п |
В |
Г |
М |
С |
Ы |
35 |
Таблица ДКОИ содержит буквы латинского и регионального алфавитов. Двоичный код любого символа этой таблицы определяется следующим образом: правые 4 бита символа соответствуют номеру строки, в которой находится требуемый символ, а левые 4 бита соответствуют номеру колонки таблицы, содержащей данный символ.
Номер столбца
Номер строки
Приложение 3
Набор команд
|
№ п/п |
Средства |
Код опера- ции |
Мнемо- ника |
Название команды |
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
1 |
RR |
04 |
SPM |
Установить маску программы Set Program Mask |
|
2 |
RR |
05 |
BALR |
Переход с возвратом Branch and Link |
|
3 |
RR |
06 |
BCTR |
Переход по счетчику Branch on Count |
|
4 |
RR |
07 |
BCR |
Условный переход Branch on Condition |
|
5 |
RR |
08 |
SSK |
Установить ключ памяти Set Storage Key |
|
6 |
RR |
09 |
ISK |
Прочитать ключ памяти Insert Storage Key |
|
7 |
RR |
0A |
SVC |
Обращение к супервизору Supervisor Call |
|
8 |
RR |
0D |
BASR |
Переход с записью в память Branch and Store |
|
9 |
RR |
10 |
LPR |
Загрузка положительная Load Positive |
|
10 |
RR |
11 |
LNR |
Загрузка отрицательная Load Negative |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
11 |
RR |
12 |
LTR |
Загрузка и проверка Load and Test |
|
12 |
RR |
13 |
LCR |
Загрузка дополнения Load Complement |
|
13 |
RR |
14 |
NR |
И And |
|
14 |
RR |
15 |
CLR |
Сравнение кодов Compare Logical |
|
15 |
RR |
16 |
OR |
Или Or |
|
16 |
RR |
17 |
XR |
Исключающее или Exclusive Or |
|
17 |
RR |
18 |
LR |
Загрузка Load |
|
18 |
RR |
19 |
CR |
Сравнение Compare |
|
19 |
RR |
1A |
AR |
Сложение Add |
|
20 |
RR |
1B |
SR |
Вычитание Subtract |
|
21 |
RR |
1C |
MR |
Умножение Multiply |
|
22 |
RR |
1D |
DR |
Деление Divide |
|
23 |
RR |
1E |
ALR |
Сложение кодов Add Logical |
|
24 |
RR |
1F |
SLR |
Вычитание кодов Subtract Logical |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
25 |
RR |
20 |
LPDR |
Загрузка положительная (длинная) Load Positive Long |
|
26 |
RR |
21 |
LNDR |
Загрузка отрицательная (длинная) Load Negative Long |
|
27 |
RR |
22 |
LTDR |
Загрузка и проверка (длинная) Load and Test Long |
|
28 |
RR |
23 |
LCDR |
Загрузка дополнения (длинная) Load Complement Long |
|
29 |
RR |
24 |
HDR |
Пополам (длинное) Halve Long |
|
30 |
RR |
28 |
LDR |
Загрузка (длинная) Load Long |
|
31 |
RR |
29 |
CDR |
Сравнение (длинное) Compare Long |
|
33 |
RR |
2B |
SDR |
Вычитание с нормализацией (длинное) Subtract Normalized Long |
|
34 |
RR |
2C |
MDR |
Умножение (длинное) Multiply Long |
|
35 |
RR |
2D |
` DDR |
Деление (длинное) Divide |
|
36 |
RR |
2E |
AWR |
Сложение без нормализации (длинное) Add Unnormalized Long |
|
37 |
RR |
2F |
SWR |
Вычитание без нормализации (длинное) Subtract Unnormalized Long |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
38 |
RR |
30 |
LPER |
Загрузка положительная (короткая) Load Positive Short |
|
39 |
RR |
31 |
LNER |
Загрузка отрицательная (короткая) Load Negative Short |
|
40 |
RR |
32 |
LTER |
Загрузка и проверка (короткая) Load and Test Short |
|
41 |
RR |
33 |
LCER |
Дополнение (короткое) Load Complement Short |
|
42 |
RR |
34 |
HER |
Пополам (короткая) Halve Short |
|
43 |
RR |
38 |
LER |
Загрузка (короткая) Load Short |
|
44 |
RR |
39 |
CER |
Сравнение (короткое) Compare Short |
|
45 |
RR |
3A |
AER |
Сложение с нормализацией (короткое) Add Normalized Short |
|
46 |
RR |
3B |
SER |
Вычитание с нормализацией (короткое) Subtract Normalized Short |
|
47 |
RR |
3C |
MER |
Умножение (короткое) Multiply Short |
|
48 |
RR |
3D |
DER |
Деление (короткое) Divide Short |
|
49 |
RR |
3E |
AUR |
Сложение без нормализации (короткое) Add Unnormalized Short |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
50 |
RR |
3F |
SUR |
Вычитание без нормализации (короткое) Subtract Unnormalized |
|
51 |
RR |
25 |
LRDR |
Загрузка с округлением (длинная) Load Rounded Long |
|
52 |
RR |
26 |
MXR |
Умножение сверхдлинное Multiply Extended |
|
53 |
RR |
27 |
MXDR |
Умножение длинных со сверхдлинным результатом Multiply to Extend |
|
54 |
RR |
35 |
LRER |
Загрузка с округлением (короткая) Load Rounded Short |
|
55 |
RR |
36 |
AXR |
Сложение с нормализацией сверхдлинное Add Normalized Extended |
|
56 |
RR |
37 |
SXR |
Вычитание с нормализацией сверхдлинное Subtract Normalized Extendet |
|
57 |
RX |
67 |
MXD |
Умножение длинных со сверхдлинным результатом Multiply to Extend |
|
58 |
RX |
40 |
STH |
Запись в память полуслова Store Halfword |
|
59 |
RX |
41 |
LA |
Загрузка адреса Load Address |
|
60 |
RX |
42 |
STC |
Запись в память символа Store Character |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
61 |
RX |
43 |
IC |
Прочитать символ Insert Character |
|
62 |
RX |
44 |
EX |
Выполнить Execute |
|
63 |
RX |
45 |
BAL |
Переход с возвратом Branch and Link |
|
64 |
RX |
46 |
BCT |
Переход по счетчику Branch on Count |
|
65 |
RX |
47 |
BC |
Условный переход Branch on Condition |
|
66 |
RX |
48 |
LH |
Загрузка полуслова Load Halfword |
|
67 |
RX |
49 |
CH |
Сравнение полуслова Compare Halfword |
|
68 |
RX |
4A |
AH |
Сложение полуслова Add Halfword |
|
69 |
RX |
4B |
SH |
Вычитание полуслова Subtract Halfword |
|
70 |
RX |
4С |
MH |
Умножение полуслова Multiply Halfword |
|
71 |
RX |
4D |
BAS |
Переход с записью в память Branch and Store |
|
72 |
RX |
4E |
CVD |
Преобразование в десятичную Convert to Decimal |
|
73 |
RX |
4F |
CVB |
Преобразование в двоичную Convert to Binary |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
74 |
RX |
50 |
ST |
Запись в память Store |
|
75 |
RX |
54 |
N |
И And |
|
76 |
RX |
55 |
CL |
Сравнение кодов Compare Logical |
|
77 |
RX |
56 |
O |
Или Or |
|
78 |
RX |
57 |
X |
Исключающее ИЛИ Exclusive Or |
|
79 |
RX |
58 |
L |
Загрузка Load |
|
80 |
RX |
59 |
C |
Сравнение Compare |
|
81 |
RX |
5A |
A |
Сложение Add |
|
82 |
RX |
5B |
S |
Вычитание Subtract |
|
83 |
RX |
5C |
M |
Умножение Multiply |
|
84 |
RX |
5D |
D |
Деление Divide |
|
85 |
RX |
5E |
AL |
Сложение кодов Add Logical |
|
86 |
RX |
5F |
SL |
Вычитание кодов Subtract Logical |
|
87 |
RX |
60 |
STD |
Запись в память (длинная) Store Long |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
88 |
RX |
68 |
LD |
Загрузка (длинная) Load Long |
|
89 |
RX |
69 |
CD |
Сравнение (длинное) Compare Long |
|
90 |
RX |
6A |
AD |
Сложение (длинное) Add Long |
|
91 |
RX |
6B |
SD |
Вычитание (длинное) Subtract Long |
|
92 |
RX |
6C |
MD |
Умножение (длинное) Multiply |
|
93 |
RX |
6D |
DD |
Деление (длинное) Divide Long |
|
94 |
RX |
6E |
AW |
Сложение без нормализации (длинное) Add Unnormalized Long |
|
95 |
RX |
6F |
SW |
Вычитание без нормализации (длинное) Subtract Unnormalized Long |
|
96 |
RX |
70 |
STE |
Запись в память (короткая) Store Short |
|
97 |
RX |
78 |
LE |
Загрузка (короткая) Load Short |
|
98 |
RX |
79 |
CE |
Сравнение (короткое) Compare Short |
|
99 |
RX |
7A |
AE |
Сложение с нормализацией (короткое) Add Normalized Short |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
100 |
RX |
7B |
SE |
Вычитание с нормализацией (короткое) Subtract Normalized Short |
|
101 |
RX |
7C |
ME |
Умножение (короткое) Multiply Short |
|
102 |
RX |
7D |
DE |
Деление (короткое) Divide Short |
|
103 |
RX |
7E |
AU |
Сложение без нормализации (короткое) Add Unnormalized Short |
|
104 |
RX |
7F |
SU |
Вычитание без нормализации (короткое) Subtract Unnormalized Short |
|
105 |
S1 |
80 |
SSM |
Установить маску системы Set Program Status Word
|
|
106 |
S1 |
81 |
SPSW |
Установить PSW Set Program Status Word |
|
107 |
S1 |
82 |
LPSW |
Загрузка PSW Load Program Status Word |
|
108 |
S1 |
83 |
DR |
Диагностика Diagnose |
|
109 |
S1 |
84 |
WRD |
Прямая запись Write Direct |
|
110 |
S1 |
85 |
RDD |
Прямое чтение Read Direct |
|
111 |
RS |
86 |
BXH |
Переход по индексу больше Branch in Index High |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
4 |
|
112 |
RS |
87 |
XLE |
Переход по индексу меньше или равно Branch on Index Low or Equal |
|
113 |
RS |
88 |
SRL |
Сдвиг вправо кода Right Single Logical |
|
114 |
RS |
89 |
SLL |
Сдвиг влево кода Shift Left Single Logical |
|
115 |
RS |
8A |
SRA |
Сдвиг вправо арифметический Shift Right Single Arithmetic |
|
116 |
RS |
8B |
SLA |
Сдвиг влево арифметический Shift Left Single Arithmetic |
|
117 |
RS |
8C |
SRDL |
Сдвиг вправо двойной кода Shift Right Double Logical |
|
118 |
RS |
8D |
SLDL |
Сдвиг влево двойной кода Shift Left Double Logical |
|
119 |
RS |
8E |
SRDA |
Сдвиг вправо двойной арифметический Shift Right Double Arithmetic |
|
120 |
RS |
8F |
SLDA |
Сдвиг влево двойной арифметический Shift Left Double Arithmetic |
|
121 |
RS |
90 |
STM |
Запись в память групповая Store Multiple |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
3 |
4 |
|
122 |
RS |
91 |
TM |
Проверить по маске Test under Mask |
|
123 |
S1 |
92 |
MVI |
Пересылка непосредственная Move Immediate |
|
124 |
S1 |
93 |
TS |
Проверить и установить Test and Set |
|
125 |
S1 |
94 |
NI |
И непосредственное And Immediate |
|
126 |
S1 |
95 |
CLI |
Сравнение непосредственное Compare Logical Immediate |
|
127 |
S1 |
96 |
OI |
ИЛИ непосредственное Or Immediate |
|
128 |
S1 |
97 |
XI |
Исключающее ИЛИ непосредст. Exclusive OR Immediate |
|
129 |
RS |
98 |
LM |
Загрузка групповая Load Multiple |
|
130 |
SI |
99 |
HPR |
Остановить и продолжить Halt and Proceed |
|
131 |
SI |
9A |
TIOB |
Остановить ввод-вывод и перейти Test I/O and Branch |
|
132 |
SI |
9B |
CIO |
Управление вводом-выводом Control I/O |
|
133 |
SI |
9C |
SIO |
Начать ввод-вывод Start I/O |
|
Продолжение прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
|
134 |
SI |
9D |
TIO |
Опросить ввод-вывод Test I/O |
|
135 |
SI |
9E |
HIO |
Остановить ввод-вывод Halt I/O |
|
136 |
SI |
9F |
TCH |
Опросить канал Test Channel |
|
137 |
RS |
B0 |
STMC |
Запись в память групповая регистров управления Store Multiple Control |
|
138 |
RX |
B1 |
LRA |
Загрузка действительного адреса Load Real Address |
|
139 |
RS |
B8 |
LMC |
Загрузка групповая регистров управления Load Multiple Control |
|
140 |
SS |
D0 |
XIO |
Передача ввода-вывода Transfer I/O |
|
141 |
SS |
D1 |
MVN |
Пересылка цифр Move Numerlcs |
|
142 |
SS |
D2 |
MVC |
Пересылка символов Move Characters |
|
143 |
SS |
D3 |
MVZ |
Пересылка зон Move Zones |
|
144 |
SS |
D4 |
NS |
И And |
|
145 |
SS |
D5 |
CLC |
Сравнение кодов Compare Logical |
|
146 |
SS |
D6 |
OC |
ИЛИ Or |
|
Окончание прил. 3 |
||||
|
1 |
2 |
3 |
4 |
4 |
|
147 |
SS |
D7 |
XC |
Исключающее ИЛИ Exclusive Or |
|
148 |
SS |
DC |
TR |
Перекодировать Translate |
|
149 |
SS |
DD |
TRT |
Перекодировать и проверить Translate and Test |
|
150 |
SS |
DE |
ED |
Отредактировать Edit |
|
151 |
SS |
DF |
EDMK |
Отредактировать и отметить Edit and Mark |
|
152 |
SS |
F1 |
MVO |
Пересылка со сдвигом Move with Offset |
|
153 |
SS |
F2 |
PACK |
Упаковать Pack |
|
154 |
SS |
F3 |
UNPK |
Распаковать Unpack |
|
155 |
SS |
F8 |
ZAP |
Сложение с очисткой Zero and Add |
|
156 |
SS |
F9 |
CP |
Сравнение десятичное Compare Decimal |
|
157 |
SS |
FA |
AP |
Сложение десятичное Add Decimal |
|
158 |
SS |
FB |
SP |
Вычитание десятичное Subtract Decimal |
|
159 |
SS |
FC |
MP |
Умножение десятичное Multiply Decimal |
1. Волынский, Б. А. Электротехника . М.: Энергатомоиздат, 1987.-525 с.
2. Гусев, В. Г., Гусев, Ю.М. Электроника [Учебное пособие для приборостроит. спец.вузов].- М.: Высшая школа, 1991.-621 с.
3. Гук. М. Аппаратные средства IBM PC. – СПБ. Питер, 1996.-224 с.
4. Жеребцов, И. П. Основы электроники. -5-е изд. переработанное и дополненное . Энергоатомиздат, Ленинградское отд-ние, 1989.-352 с.
5. Костров, Б.В. Телекоммуникационные системы и вычислительные сети.-Десс, Москва, 2005.-256 с.
6. А.Косцов, В.Косцов. Все о персональном компьютере.-«Мартин», Москва, 2005.-719 с.
7. А.Косцов, В. Косцов. Железо ПК: настольная книга пользователя.- «Мартин», 2006.-480 с.
8. Информация и кибернетика. Сборник статей, под ред. акад. А.И. Берга. -М., «Сов. Радио», 1967.-410 с.
9. Морозов, А.Г. Электротехника, электроника и импульсная техника.: [ Учебник для вузов инж.-экон. спец.].-М.: Высшая школа, 1993.-383 с.
10. Новиков, Ю.В. и др. Разработка устройств сопряжения для персонального компьютера IBM PC.-М.: Экономика, 1997.-224 с.
11. Пятибратов, А.П., Гудыно, Л.П., Кириченко, А.А. Вычислительные системы, сети и телекоммуникации. М: «Финансы и статистика», 2002.-512 с.
12. Якубайтис, Э.А. Информационные сети и системы.: Справочная книга.-М.: «Финансы и статистика». 1996.-368 с.
Оглавление
|
Предисловие…………………………………………………………. |
3 |
|
Глава 1. Основные сведения об информации…………………… |
5 |
|
Глава 2. Способы физической реализации одного двоичного разряда………………………………………………….. |
8 |
|
2.1.Движущийся участок магнитного носителя информации……. |
9 |
|
2.2. Триггер – физический аналог одного двоичного разряда…….. |
16 |
|
Глава 3. Системы счисления и кодирования информации |
23 |
|
3.1. Системы счисления и правила перевода чисел из одной системы счисления в другую……………………………… |
23 |
|
3.2. Принципы кодирования алфавитно-цифровой информации…. |
28 |
|
Глава 4. Классификация внутри машинной информации |
29 |
|
Глава 5. Структура и общие принципы организации запо-минающих устройств, использующихся для внутри машин-ного размещения информации |
31 |
|
5.1. Структура основной памяти (ОП)………………………………. |
32 |
|
5.2. Структура и организация сверхоперативной памяти (СОП)… |
33 |
|
5.3. Структура информационных связей блоков центрального процессора с основной и регистровой памятью………….………… |
35 |
|
Глава 6. Внутри машинное представление «данных»................... |
36 |
|
6.1. Символьный формат «С»……………………………………….. |
37 |
|
6.2. Десятичный формат «Р»…………………………………………. |
38 |
|
6.3. Целые двоичные числа – форматы «Н» и «F»…………….…… |
38 |
|
6.4. Числа в форме с плавающей запятой – форматы «Е» и «D»…. |
39 |
|
6.5. Примеры внутри машинного представления значений переменных в основных форматах данных |
42 |
|
Глава7. Управляющая информация……………..……………….. |
45 |
|
7.1. Понятие машинной команды………….………………………… |
45 |
|
7.2. Форматы команд 32-разрядных ЭВМ…………………….…….. |
47 |
|
7.3. RR – «регистр – регистр»…………………………….………… |
50 |
|
7.4. RX – «регистр – индексный регистр»…………..……………… |
51 |
|
7.5. RS – «регистр – память»……………………….………………… |
54 |
|
7.6. SI – «память – непосредственный операнд»……….………… |
56 |
|
7.7. SS – «память – память»………………………..………………… |
58 |
|
Заключение……………………………………………………………. Приложения………………………………………………………….. |
61 62 |
|
Приложение 1………… ……………………………………………... |
62 |
|
Приложение 2…………………………………………………………. |
64 |
|
Приложение 3…………………………………………………………. |
66 |
|
Библиографический список……………………………………….. |
79 |
Владимир Иванович Миронов
РЕГИСТРАЦИЯ ИНФОРМАЦИИ В СОВРЕМЕННЫХ ЭВМ
Учебное пособие
Издание первое
Редактор Т.С. Самборская
Корректор
Технический редактор
|
Подписано в печать |
||
|
Формат 60х84/16 |
Бумага писчая |
|
|
Физ. печ. л. |
Усл. печ. л. |
Уч.-изд. л. |
|
Тираж экз. |
Заказ № |
С – |
Редакционно-издательский центр
Тверского государственного технического университета
170026, г. Тверь, наб. Афанасия Никитина, 22