Комаров А.В. Цифровые сигнальные процессоры

Подождите немного. Документ загружается.

LSHIFT SI (LO), после чего регистр SR будет содержать код 00000000

00000ABC DEFGHIJK LMNPR000. Если опустить во второй команде

часть SR OR, то биты АВС заменятся нулями и мы не получим сдвига с

двойной точностью.

Детектор экспоненты извлекает экспоненту входного кода

сдвигателя и помещает ее в регистр SE через мультиплексор MUX 3. В

зависимости от команды (см. п. 1.17.7) детектор по разному

интерпретирует входной код. В режиме HI входной код интерпретируется

как число с одинарной точностью или как старшее слово числа с двойной

точностью. Экспонента при этом формируется по следующему правилу:

подсчитывается число старших бит с одинаковым значением;

получившееся число декрементируется; результат инвертируется. Табл.

1.4 иллюстрирует формирование экспоненты в HI режиме.

Таблица 1.4

Формирование экспоненты в HI режиме

Входной код сдвигателя Значение экспоненты

SNDDDDDD DDDDDDDD 0

SSNDDDDD DDDDDDDD -1

…

SSSSSSSS SSSSSSSN -14

SSSSSSSS SSSSSSSS -15

Примечание к табл. 1.4: S – знаковый бит, N – не знаковый бит, D –

биты не рассматриваемые детектором экспоненты.

В расширенном HI режиме (HIX) входной код интерпретируется как

результат операции вычитания (сложения) ALU, которая могла вызвать

переполнение. В этом случае при формировании экспоненты учитывается

флаг переполнения AV (см. п. 1.17.7). Табл. 1.5 иллюстрирует

формирование экспоненты в расширенном HI режиме.

Таблица 1.5

Формирование экспоненты в расширенном HI режиме

AV Входной код сдвигателя Значение экспоненты

1 DDDDDDDD DDDDDDDD +1

0 SNDDDDDD DDDDDDDD 0

0 SSNDDDDD DDDDDDDD -1

0 …

0 SSSSSSSS SSSSSSSN -14

0 SSSSSSSS SSSSSSSS -15

Табл. 1.5 показывает, что при наличии переполнения (AV = 1)

экспонента равна +1. При отсутствии переполнения (AV = 0) экспонента

формируется как в обычном HI режиме.

В режиме LO входной код интерпретируется как младшее слово

числа с двойной точностью. В этом режиме принимается во внимание

знак числа, который хранит флаг знака SS (см. п. 1.17.7 и рис. 1.8).

Экспонента формируется только, если регистр SE содержит значение –15,

т.е. старшее слово числа с двойной точностью содержит все нули или

единицы. Табл. 1.6 иллюстрирует формирование экспоненты в LO

режиме.

Таблица 1.6

Формирование экспоненты в LO режиме

SS Входной код сдвигателя Значение экспоненты

S NDDDDDDD DDDDDDDD -15

S SNDDDDDD DDDDDDDD -16

S …

S SSSSSSSS SSSSSSSN -30

S SSSSSSSS SSSSSSSS -31

Блок сравнения экспонент используется для нахождения

максимальной экспоненты массива входных чисел сдвигателя. Для этого

блок сравнения сравнивает значение экспоненты, которое присутствует

на выходе детектора экспоненты, с содержимым регистра SB. Если

выходное значение детектора экспоненты выше, чем содержимое

регистра SB, то это значение через мультиплексор MUX 1 записывается в

регистр SB. Обычно перед операцией определения максимальной

экспоненты (см. п. 1.17.7) в регистр SB записывается число –16

(минимально возможное значение). Очевидно, что после циклической

обработки всего массива чисел код максимальной экспоненты может быть

считан из регистра SB.

1.8. Функциональная схема программного конвейера

Программный конвейер (рис. 1.9) формирует поток адресов команд,

а также обеспечивает гибкое управление выполнением программы. Он

допускает последовательное выполнение команд, организацию циклов без

потери времени на определение окончания цикла, сложную обработку

прерываний, передачу управления и вызовы подпрограмм (условные и

безусловные) за один машинный цикл. Программный конвейер

поддерживает следующие команды (см. п. 1.17.8) управления

выполнением программы: цикла DO UNTIL, передачи управления JUMP,

вызова подпрограмм CALL, возврат из подпрограмм RTS, возврат из

прерываний RTI и перехода в энергосберегающий режим работы IDLE.

Функциональная схема программного конвейера может быть разбита

на следующие узлы: узел формирователя следующего адреса, узел

программного счетчика и стека программного счетчика, узла счетчика

циклов и стека счетчика циклов, узла компаратора циклов и стека

компаратора циклов, узла регистров статуса и стека регистров статуса,

узла контроллера прерываний.

Узел формирователя следующего адреса содержит мультиплексор

следующего адреса (NEXT ADDRESS MUX) и устройство управления

мультиплексором следующего адреса (NEXT ADDRESS SOURCE

SELECT). Во время выполнения процессором текущей команды этот узел

формирует адрес следующей команды. Этот адрес может поступать от

четырех источников: инкрементора (INCREMENT) программного

счетчика (PROGRAM COUNTER – PC), РС стека (PC STACK), регистра

команд (шина А на рис. 1.9) и контроллера прерываний (INTERRUPT

CONTROLLER).

A F

DMD BUS 16

CONDITION

LOGIC

PMA BUS 14

Рис. 1.9. Функциональная схема программного конвейера

От регистра команд

С A F ALI

Флаги

oт ALU

MUX 1

COUNT

STACK

CNTR

(счетчик)

СЕ ВЫХ

MUX 2

STATUS

STACK

STATUS

REGISTERS

LOOP

STACK

LOOP

COMPARATOR

MUX 3

PROGRAM

COUNTER

INCREMENT

STACK

INTERRUPT

CONTROLLER

NEXT ADDRESS MUX

ADDRESS

SOURCE

SELECTOR

C F

ПРЕРЫВ.

N P

От контакта FI

Узел формирователя следующего адреса основывает свой выбор на

анализе следующих сигналов: кода команды (шина F (Function field –

битовое поле функции команды) на рис. 1.9), состояния узла условных

переходов (CONDITION LOGIC), состояния компаратора циклов (LOOP

COMPARATOR), состояния контроллера прерываний и контакта

процессора FI.

Адрес следующей команды устанавливается на PMA шине.

Инкрементор РС, как источник следующего адреса, выбирается, когда

выполняется последовательная часть программы, т.е. отсутствуют

условные переходы или возвраты из подпрограмм. Выходной код

инкрементора поступает на PMA шину, а также через мультиплексор

MUX 3 (по шине N, см. рис. 1.9) загружается в РС, чтобы начать

следующий машинный цикл.

Стек РС, как источник следующего адреса, выбирается, когда

выполняется возврат из подпрограммы или обработчика прерывания.

Адрес на вершине стека РС используется, как источник следующего

адреса, также, когда происходит возврат в вершину цикла DO UNTIL.

Регистр команд, как источник следующего адреса, используется при

прямой адресации, когда 14-битный адрес встроен в код операции

команды.

Контроллер прерываний, как источник следующего адреса,

используется при обслуживании прерывания. После определения

достоверности текущего запроса на прерывание (см. п. 1.9) процессор

выполняет переход на вектор прерывания, соответствующего активному

запросу на прерывание.

Узел формирователя следующего адреса не единственный источник

адреса следующей команды. Другим источником может служить любой

из индексных регистров I4-I7 DAG2 (см. рис. 1.2). Такое случается, если в

программе встречается косвенный переход, вызванный, например,

следующей командой JUMP (I4); (точка с запятой обозначает конец опе-

ратора). Адрес, который при этом присутствует на РМА шине, также

загружается в РС через MUX 3, но в этом случае используется Р шина

(см. рис. 1.9).

РС и его стек. РС является 14-битным регистром, в котором

находится адрес текущей выполняемой команды. Выход РС подключен ко

входу инкрементора, который увеличивает содержимое РС на единицу,

т.е. содержит адрес следующей команды (см. выше). Содержимое

инкрементора с помощью устройства управления мультиплексором

следующего адреса может быть выбрано в качестве источника

следующего адреса, что происходит при выполнении не разветвляющейся

части программы.

С РС связан стек, который может содержать шестнадцать 14-битных

слов (адресов). Запись в РС стек происходит в трех случаях: при

выполнении команды CALL, при выполнении перехода на обработчик

прерывания и при выполнении цикла DO UNTIL. В первых двух случаях

в стек записывается адрес возврата из подпрограммы или из обработчика

прерываний соответственно, в последнем случае – адрес первой команды

тела цикла.

Особенностью обработки цикла прерывания является то, что в РС

стек записывается не содержимое инкрементора, а содержимое РС, что

позволяет выполнить команду, которая была прервана. Записи адресов и

их считывание происходят автоматически, но считать стек РС можно и

программно с помощью команды POP. Есть и еще одна команда (см. п.

1.17.10), с помощью которой можно не только сосчитать стек, но и

записать в стек. Эта команда использует псевдо регистр TOPPCSTACK.

Выход мультиплексора следующего адреса через шину N и

мультиплексор MUX 3 (см. рис. 1.9) связан с РС, что позволяет загружать

новый адрес в конце текущего машинного цикла. Обычно так и

происходит, но когда переход по программе осуществляется косвенно (по

содержимому одного из индексных регистров DAG2), то адрес в РС

загружается прямо с РМА через шину Р и мультиплексор MUX 3.

Счетчик циклов и его стек. Счетчик циклов (CNTR, см. рис. 1.9)

поддерживает механизм формирования программных циклов. Сам

счетчик является 14-битным, с автоматическим пост-декрементированием

своего содержимого в конце тела цикла, что позволяет выполнять тело

цикла предопределенное число раз. Счетная величина является числом

без знака (положительной).

Для N-кратного выполнения тела цикла обычно используется

следующий фрагмент программы:

CNTR = N;

DO cycles UNTIL CE;

{тело цикла}

cycles: Op1; Op2;

Первый оператор этого фрагмента загружает счетчик циклов

константой N, которая должна быть определена в программе до ее

первого использования. Второй оператор определяет тело цикла (от

оператора до метки cycles) и условие выхода из цикла (Counter Expire

(СЕ) - счетчик исчерпан).

Счетчик циклов декрементируется после выполнения последнего

оператора цикла (Ор1). Следует отметить, что оператор Ор1 принадлежит

телу цикла, а Ор2 – уже нет. Счетчик циклов может проверен и

автоматически декрементирован также командой условного перехода,

которая тестирует флаг СЕ. Счетчик не декрементируется, если СЕ

проверяется условными арифметическими командами или условными

командами возврата из подпрограмм.

Содержимое счетчика в любое время может быть считано через

DMD шину, само содержимое при этом не изменяется. При считывании

счетчика два старших бита DMD шины заполняются нулями.

Для реализации вложенных циклов с счетчиком связан стек (COUNT

STACK, см. рис. 1.9), который может хранить четыре (максимальное

число вложенных циклов) 14-битных слова. Когда счетчик загружается

новым значением с DMD шины (например, выполняется оператор CNTR

= N;), текущее содержимое счетчика циклов автоматически загружается в

стек счетчика. Стек счетчика автоматически считывается, когда в конце

очередного цикла флаг СЕ принимает единичное значение, т.е.

исчерпывается число необходимых циклов. Если необходим экстренный

выход из циклов до исчерпания их числа, то стек может быть считан

вручную.

В двух случаях автоматическое сохранение текущего значения

счетчика циклов в стеке не производится. Их можно отнести к

исключениям из общего правила. Первое исключение возникает, когда

указатель стека счетчика содержит недействительное число. Это может

случиться после сброса процессора или, когда была предпринята

проверка СЕ с положительным исходом, а стек счетчика был пуст. Пустое

состояние стека счетчика отражается битом 2 регистра SSTAT (см. п.

1.10).

Второе исключение возникает при использовании имени регистра

OWRCNTR (OverWRite CouNTeR – перезапись счетчика). Запись в этот

регистр перезаписывает содержимое счетчика циклов без сохранения его

текущего значения в стек счетчика. OWRCNTR не может быть считан и

не должен записываться в последней команде цикла DO UNTIL.

Компаратор циклов и его стек. С помощью компаратора циклов

(LOOP COMPARATOR, см. рис. 1.9) программный конвейер

обеспечивает переход в начало тела цикла без потери времени на

определение окончания тела цикла.

В каждом машинном цикле компаратор циклов сравнивает

следующий адрес, сформированный программным конвейером, с адресом

последней команды тела цикла (адрес метки, указанной в операторе DO

UNTIL, например, cycles в предыдущем примере). Адрес первой команды

тела цикла хранится в вершине РС стека. Когда выполнится последняя

команда тела цикла, процессор выполнит условный переход в начало тела

цикла без дополнительных затрат времени на определение конца тела

цикла.

Стек циклов (LOOP STACK, см. рис. 1.9) запоминает адреса

последних команд и условий выхода из вложенных циклов, которых

может быть до четырех. Единственный дополнительный машинный цикл,

связанный с вложением циклов DO UNTIL необходим для выполнения

самой команды DO UNTIL, поскольку загрузка стеков, связанных с

реализацией циклов (COUNT STACK, LOOP STACK) выполняется

аппаратно.

Состояние счетчика циклов, которое отражается флагом СЕ, не

единственное, которое используется для реализации циклов. Полный

перечень условий выхода из цикла DO UNTIL приводится в табл. 1.7.

Таблица 1.7

Условия выхода из цикла DO UNTIL

Условие Описание Выполняется, когда

EQ Равно нулю AZ = 1

NE Не равно нулю AZ = 0

LT Меньше чем ноль AN.XOR.AV = 1

GE Больше чем или равно нулю AN.XOR.AV = 0

LE Меньше чем или равно нулю (AN.XOR.AV).OR.AZ = 1

GT Больше чем ноль (AN.XOR.AV).OR.AZ = 0

AC Перенос ALU AC = 1

NOT AC Нет переноса ALU AC = 0

AV Переполнение ALU AV = 1

NOT AV Нет переполнения ALU AV = 0

MV Переполнение МАС MV = 1

NOT MV Нет переполнения МАС MV = 0

NEG Отрицательный знак Х входа AS = 1

POS Положительный знак Х входа AS = 0

CE Счетчик исчерпан

FOREVER Всегда

Когда выполняется команда DO UNTIL, 14-битный адрес последней

команды тела цикла и 4-битное условие окончания цикла (оба

определяются командой DO UNTIL) загружаются в 18-битный 4-словный

стек циклов. Одновременно выход РС инкрементора загружается в РС

стек. Поскольку команда DO UNTIL расположена перед первой командой

тела цикла, то в РС стек загружается адрес первой команды тела цикла.

Компаратор циклов сравнивает адрес, который хранится на вершине

его стека, с адресом следующей команда. Когда эти адреса сравниваются,

он сообщает об этом селектору следующего адреса. При этом, в

зависимости от типа последней команды тела цикла возможны три

варианта поведения селектора следующего адреса. Первый вариант

отражает наиболее типичный случай. Второй и третий варианты также

разрешены, но требуют более сложной программы для своей реализации.

Вариант 1.

Если последняя команда тела цикла не JUMP, CALL, RETURN или

IDLE, то селектор следующего адреса проверяет условие окончания

циклов, которое хранится в вершине стека циклов. Если условие не

выполнено, то в качестве источника следующего адреса выбирается РС

стек, что вызовет переход на начало тела цикла. Если условие выполнено,

то в качестве источника следующего адреса выбирается РС инкрементор,

что вызывает выход из тела цикла на первую команду за пределами тела

цикла. Стеки циклов, РС и счетчика (если используется) при этом

аппаратно считываются.

Необходимо отметить, что условные арифметические команды

выполняются в зависимости от условий, явно заданных в команде, в то

время как выполнение цикла управляется условием, которое неявно

задано кодом, хранящимся в вершине стека циклов.

Вариант 2.

Если последняя команда тела цикла JUMP, CALL, или RETURN, то

она имеет преимущество перед неявным управлением цикла. Это

означает, что при выполнении, перечисленных выше команд, не

выполняются обычные для конца тела цикла операции: возврат в начало

тела цикла с декрементированием счетчика циклов (если циклы не

завершились), выход из цикла с считыванием стеков циклов, РС, счетчика

(если циклы завершились).

Отметим, что по команде RETURN происходит возврат в начало

тела цикла, поскольку на вершине стека РС находится адрес первой

команды тела цикла.

Вариант 3.

Если последней командой тела цикла является IDLE, то когда она

выполняется процессор переходит в режим пониженного

энергопротребления и ожидания прерывания. Когда прерывание

происходит, то выполняется выход из циклов (даже, если условие выхода

еще не выполнилось) и переход на следующую за циклом команду.

Очевидно, что необходимо проявлять особую осторожность при

использовании команд JUMP, CALL, RETURN или IDLE в последней

строке тела цикла (а, возможно, и вовсе отказаться от этого). Это связано

с блокированием механизма управления циклами (см. выше Вариант 1 и

Вариант 2), что в том числе приводит к необходимости вручную

(программно) считывать стеки циклов, РС и счетчика. Такая же

необходимость существует при экстренном выходе из циклов.

1.9. Система прерываний

1.9.1. Общие сведения

Контроллер прерываний (INTERRUPT CONTROLLER, см. рис. 1.9)

обслуживает запросы на прерывания процессора. Одним из этапов

обслуживания является передача управления на соответствующий вектор

прерывания. Все вектора прерывания перечислены (в порядке понижения

приоритета) в табл. 1.8.

Таблица 1.8

Источники прерываний и адреса векторов прерываний

Источник прерывания Адрес вектора

прерывания

Тип

прерывания

RESET# 0х0000 (наивысший Внешний

приоритет)

Powerdown (немаскируемое) 0х002С Внешний

IRQ2# 0х0004 Внешний

IRQL1# (чувствительное к уровню) 0х0008 Внешний

IRQL0# (чувствительное к уровню) 0х000С Внешний

SPORT0 Передача 0х0010 Внутренний

SPORT0 Прием 0х0014 Внутренний

IRQE# (чувствительное к фронту) 0х0018 Внешний

Byte DMA 0х001С Внутренний

SPORT1 Передача / IRQ1# 0х0020 Внутр/внеш

SPORT1 Прием / IRQ0# 0х0024 Внутр/внеш

Таймер 0х0028 (наинизший

приоритет)

Внутренний

Эффективные стек и программный конвейер позволяют обслуживать

незамаскированные запросы на прерывания без дополнительной задержки

(за исключением задержки синхронизации) даже, когда прерываются

циклы DO UNTIL. Вложение прерываний позволяет запросу с более

высоким приоритетом прерывать обработчик прерывания с более низким

приоритетом также без дополнительной задержки.

Для сохранения контекста прерываемой задачи можно использовать

выбор вторичных регистров ALU, MAC и SHIFTER (см. пп. 1.5…1.7).

Такое переключение выполняется за один машинный цикл.

1.9.2. Последовательность обслуживания прерывания.

Запрос на прерывание запоминается контроллером прерываний на

время выполнения текущей команды. Далее проверяется

соответствующий разряд регистра масок IMASK (см. п. 1.9.3).

Если прерывание не замаскировано, то программный конвейер

загружает содержимое программного счетчика (который содержит адрес

следующей команды) в стек РС. Это позволяет продолжить работу

прерванной программы после выполнения обработчика прерывания.

Программный конвейер также загружает содержимое регистров

ASTAT (см. п. 1.10), MSTAT (см. п. 1.10) и IMASK в стек состояния

(STATUS STACK, см. рис. 1.9). Упомянутые регистры загружаются в

стек состояния в том порядке, в котором они перечислены. Если бит

разрешения вложенных прерываний в ICNTL (см. п. 1.9.3) установлен, то

регистр IMASK загружается новым значением.

Далее процессор выполняет команду NOP и одновременно читает из

памяти программ первую команду обработчика прерывания. После

возврата из обработчика (с помощью команды RTI) стеки РС и статуса

считываются и продолжается выполнение прерванной программы.

1.9.3. Конфигурирование прерываний.

Для конфигурирования прерываний используются следующие

регистры:

 ICNTL – разрешает/запрещает вложенные прерывания,

конфигурирует внешние запросы IRQ2#… IRQ0# как фронт- или

уровень-чувствительные (см. п. П1.14);

 IMASK – индивидуально разрешает/запрещает (маскирует) все

запросы на прерывания как внешние, так и внутренние (см. п.

П1.15);

 IFC – программно формирует запрос на прерывание (форсирует

прерывание) или сбрасывает текущий фронт-чувствительный

запрос (см. п. П1.16).

Запросы на прерывание IRQ2#… IRQ0# могут быть как фронт-

чувствительные, так и уровень-чувствительные, т.е. доступны для

конфигурирования через регистр ICNTL. Запрос IRQE# всегда фронт-

чувствительный, IRQL1#, IRQL0# – уровень-чувствительные.

Фронт-чувствительные запросы всегда запоминаются во внутренних

триггерах процессора, когда формируется срез (переход из высокого

уровня в низкий) запроса. Запрос сохраняется до тех пор, пока не будет

обслужен. Он автоматически сбрасывается, когда происходит выход из

обработчика. Может быть программно сброшен раньше (внутри

обработчика) с помощью регистра IFC. Фронт-чувствительные запросы

требуют меньшей аппаратуры для своего формирования чем уровень-

чувствительные запросы.

Уровень-чувствительные запросы должны оставаться активными до

начала их обслуживания, после чего должны быть сброшены, чтобы

исключить рекурсивный вызов обработчика. Достоинством таких

запросов является простота расширения числа источников запросов на

прерывания. Эти источники можно объединять с помощью логического

элемента ИЛИ для формирования одного запроса на прерывание.

Уровень-чувствительные запросы не сохраняются внутри процессора.

Если вложенные прерывания запрещены, то после перехода на

обработчик любого запроса все оставшиеся запросы маскируются. В

противном случае разрешено прерывание обработчика с меньшим

приоритетом запросом на прерывание с большим приоритетом.

Работа с регистром ICNTL. Регистр ICNTL (см. п. П1.14) является

5-битным регистром, который конфигурирует внешние запросы на

прерывания (IRQx#). После сброса процессора значение всех битов этого

регистра не определено.

Биты ICNTL2…ICNTL0 содержат признак чувствительности

запросов IRQ2#…IRQ0#. Причем, единица определяет чувствительность к

фронту, а нуль – к уровню. Бит ICNTL4 содержит признак разрешения(1)/

запрета(0) вложенных прерываний. Изменения содержимого регистра

ICNTL вступают в силу через один машинный цикл после завершения

команды, которая эти изменения вызвала.

Работа с регистром IMASK. Каждый бит регистра IMASK (см. п.

П1.15) разрешает (если содержит 1) или запрещает (если содержит 0)