Программируемый контроллер

 

Изобретение относится к вычислительной технике и предназначено для построения программируемых контроллеров (ПК). Целью изобретения является повышение быстродействия. ПК содержит операционный блок 1, блок 2 памяти управляющей программы, блок 4 памяти рабочей программы, блок 6 памяти состояний, подключенные к операционному блоку 1 посредством шины 22 адреса данных, блок 3 памяти программы транслятора и блок 5 памяти транслированной рабочей программы. Исходная рабочая программа из блока 4 преобразуется в транслированную рабочую программу, которая записывается в блок 5. При обработке рабочей программы ПК считывает команды из блока 5 и выполняет их,управляя объектом, подключенным к ПК, при этом выполняются только команды, изменяющие состояние управляемого объекта. 27 ил., 8 табл. .8

. союз советсних социАлистичесних

РЕСПУБЛИН

„ЛО„„15 7016

А1. (51)5 G 06 F 9/00 С 05 В 19/18

ОПИСАНИЕ ИЗОБРЕТЕНИЯ

Н ABT0PCHOIVlV СВИДЕТЕЛЬСТВУ

Изобретение относится к вычислительной технике и предназначено для построения программируемых контроллеров (ПК).

Целью изобретения является повышение быстродействия ПК.

На фиг. 1 представлена функциональная схема ПК; на фиг. 2 — блок-скема алгоритма работы ПК; на фиг. 3 — ступенчатая электрическая схема, состоящая из трех логических цепей и являю-., щаяся .исходной рабочей программой (РП), которую может обрабатывать ПК;. ,на фиг. 4 - схема расположения инструкций исходной РП (ИСРП) в блоке памяти РП; на фиг. 5 — блок-.схема алгоритма работы ПК по преобразованию

ИСРП в транслированную РП (ТрРП).; на фиг.6...8 .- блок-схема алгоритма подпрограммы последовательной трансляции, РП; на фиг.. 9 — схема расположения е е в

ГОСУДАРСТВЕННЫЙ НОМИТЕТ по изоБРетениям и отнРьггиям

ПРИ fNHT CCCP (46) 30.04.91. Бюл, В 1 6 (21) 421 2258/24 (22) 17.03.87 (72) И,В. Склема и С.С..Булай (53) 681.32(088.8) (56) Патент США Р 4266281, кл. С 06 F 9/00, 1981.

Авторское свидетельство СССР

В 1453404, кл. С 06 F 9/00, 1986. (54) ПРОГРАМИИРУЕМЫЙ КОНТРОЛЛЕР (57) Изобретение относится к вычислительной технике и предназначено для построения программируемых контроллеров (ПК). Целью изобретения являет« ся повышение быстродействия. ПК содержит операционный блок 1, блок 2 памяти управляющей программы, блок 4

2 памяти рабочей программы, блок 6 памяти состояний, подключенные к операционному блоку 1 посредством шины 22 адреса данных, блок 3 памяти программы транслятора и блок 5 памяти транслированной рабочей программы. Исходная рабочая программа из блока 4 преобразуется в транслированную рабочую программу, которая записывается в блок 5. При обработке рабочей программы ПК считывает команды иэ блока

5 и выполняет их,управляя объектом, подключенным к ПК, при этом выполняются только команды, изменяющие состояние управляемого объекта. 27 ил., 8 табл.. С: команд базовой ТрРП; на фиг. 10- блоксхема алгоритма подпрограммы дополне- — ния; на фиг. 11...22 — блок-схема алгоритма подпрограммы ветвления; на фиг. 23...27 — фрагмент ТрРП.

СюР

ПК содержит (фиг. 1):.операционный блок 1, блок 2 памяти управляющей программы, блок 3 памяти программы, транслятора, блок 4 памяти РП, блок

5 памяти транслированной программы, блок 6 памяти состояний, регистр 7, дешифратор 8,.генератор 9 импульсов, элементы И 10... 14, элементы ИЛИ 15, 16, элементы 17...21 согласования.

Операционный блок 1 имеет двунаправ- ленные выводы,. подключенные к 16-разрядной шине 22 адреса данных (ША/Д 22), выход 23 управления считыванием (DIN) ° выход 24 управления записью (D0UT), выход 25 формирования начала цикла (ВТНС), вход 26 синхронизации (КРТЛ) 1537016 и тактовый вход, связанный с выходом генератора 9 импульсов. LÛ/Ä 22 связана с информационными выходами блоков 2...4, с информационными входами-выходами блоков 5, 6, с

: информационными входами.- регистра 7, Выходы регистра 7 подключены ко входам дешифратора 8 и к адресной шине

27 (ИА 27), связанной с адресными входами блоков 2....6.

Выход 23 операционного блока 1 подключен к первым входам элементов И

10.....12 g элементов ИЛИ 15, 16. Выход 24 операционного блока 1 подключен15 ко вторым входам элементов ИЛИ 15, 16 и ко входам управления записью/вчитыванием блоков 5, 6. Выход 25 операционного блока 1 подключен к синхровходу регистра 7. 20

Первый выход дешифратора 8 подключен ко второму входу элемента И 10 и ко входу выборки блока 2, второй выход дешифратора 8 подключен ко второму входу элемента И 11 и ко входу выборки25 блока 3, третий выход дешифратора 8— ко второму входу элемента И 12 и ко входу выборки блока 4, четвертый вы ход — к первому входу элемента И 13 пятый выход — к первому входу элемен- 30

:та И 14. Вторые входы элементов И 13 и 14 подключены к выходам соответственно элементов ИЛИ 15 и 16. Выход элемента И 10 подключен ко входу буферного элемента 17 и ко входу управ- 35 ления считыванием блока 2. Выход элемента И 11 подключен ко вхЬду буферного элемента 18 и ко входу управления считыванием блока 3. Выход элемента И 12 подключен хо входу буфер" 40 ного элемента 19 и ко входу управления считыванием блока 4. Выход элемента И 13 подключен ко входу выборки блока 5 и ко входу буферного элемента 20. Выход элемента И 14 подключен д5 ко входу выборки блока 6 и ко входу буферного элемента 21. Выходы буфер.ных элементов 17...21 объединены и подключены ко входу 26 операционного блока 1, 50

Генератор 9 представляет собой кварцевый генератор импульсов.

Операционный блок 1 представляет собой микропроцессор и может быть выполнен на микросхеме.К1801ВМ2, которая имеет 16-разрядную шину адреса данных и внутренние Флаги Е и С.

В блоке 2.памяти управляющей про1

1 граммы хранятся команды операцнонноro блока 1, образующие ал, оритм рабо-. ты ПК по выполнению подго.. овительных подпрограмм и подпрограмм обмена.

Данный блок имеет объем 2К с..оев и выбирается адресами от 000000 дс 007776 .

В блоке 3 памяти программы транслятора хранятся команды операционного блока 1, образующие алгори.М работы

ПК по выполнению преобразования ИСРП в ТрРП. Данный блок имеет объем 6К слов и выбирается адресами от 010000> до 037776s

Блоки 2 и 3 представляют собой постоянные запоминающие устройства.

В блоке 4 памяти „РП хранятся инструкции РП, последовательность которых воспроизводит ступенчатую электрическую схему управляемого объекта. Каждая . инструкция занимает объем - одно 16разрядное слово. Бг;ок 4 представляет собой перепрограммируемое постоянное запоминающее устройство и содержит ряд микросхем. типа К573РФ4 с ультраI фиолетовым стиранием, РП в.микросхемы, памяти записывается с помощью отдельных средств, которые не входят в состав РК. Блок 4 имеет объем 4К слов и выбирается адресами от 040000 до

057776,.

В блоке 5 памяти ТрРП хранятся команды операционного блока 1, образующие алгоритм работы ПК по обработке

РП. Данньй блок имеет объем 16 К слов и выбирается адресами от 060000> до

157776 .

В блоке 6 памяти состояний имеется область, в которой хранятся, биты состояний каналов вывода, другая область, в которой хранятся биты состояний ка— налов ввода, и третья область, которая используется операционным блоком

1 для своих нужд, например для хранения результатов промежуточных вычислений.

Блок 6 имеет объем 2 К слон и выбира- ется адресами от 160000 . до 167776 .

Блоки 5 и 6 представляют собой опе» ративные запоминающие устройства.

Регистр 7 запоминает 16-разрядный адрес, поступающий на ША/Д 22 с выходов операционного блока 1.Регистр 7 может быть выполнен на.микросхемах типа К589ИР12.

Дешифратор 8 обеспечивает формирование сигнала логической единицы (лог. 1) на одном из своих выходов при поступлении на его входы адреса, соответствующего выбираемому блоху

2...6 памяти, Входы дешифратора под15370 ключены к восьми старшим выходам регистра 7. Дешифратор может быть выполнен на микросхеме постоянной памяти типа К556РТ5.

Элемент 17 (!8...20 или 21) обеспечивает формирование сигнала лог.1 на своем выходе при поступлении на его вход сигнала лог. t, Иначе элемент находится в третьем высокоимпе- 1О дансном по выходу состоянии. Этот элемент может быть выполнен на микросхеме типа К155ЛП8.

Входы и выходы элементов и блоков

ПК имеют следующее назначение. 15

Импульсы с выхода генератора 9 обеспечивают тактирование рабогы операционного блока 1. На выходе 23 операционный блок 1 формирует сигнал DIN при считывании информации с ША/Д 22 20 в операционный блок 1. Сигнал DIN активизирует работу блоков ПК для выдачи информации в операционный блок 1.

На выходе 24 операционный блок 1 формирует сигнал DOUT при выдаче ин- 25 формации с операционного блока в

ША/Д 22. Сигнал DOUT активизирует работу блоков ПК для приема информации в них с ША/Д 22.

На выходе 25 операционный блок 1 30 формирует сигнал SYNC всякий раэ, когда в ША/Д 22 поступает код адреса с выхода операционного блока. 1. Сигнал

SYNC синхронизирует работы регистра

7. На вход 26 операционного блока 1 поступает сигнал РР1Л, который синхронизирует работу операционного блока 1 в цикле записи/считывания информации.

На первом.(втором или третьем) вы- 40 ходе дешифратора 8 формируется сигнал лог. 1, обеспечивающий выборку блока 2 (3 или 4) памяти. На выходе элемента И 10 (!1 или 12) формируется сигнал лог. 1, обеспечивающий строби- 45 рование выходных буферов соответству- ющего блока 2 (3 или 4) памяти, по.-, средством чего информация с выбранного блока 2 (3 или 4) памяти поступает в ША/Д 22. Данный сигнал образуется в цикле считывания посредством сигнала РТЯ.

На выходе элемента И. 13 (14) формируется сигнал лог. 1, обеспечивакиций выборку блока 5 (6) памяти. Данный сигнал образуется посредством сигнала

ЖМ кли ВО!!Т в цикле считывания или записи. Кроме того сигнал DOUT обес.печивает управление записью/считыва!

6 6 кием информации в блок 5 (6) памяти.

Сигнал 000Т, нмеюций уровень лог. 1, обеспечивает запись информации в со ответствующий блок 5, 6 памяти.

На выходах элементов 17...21 посредством сигналов DIN/DOUT формигуется сигнал ПР!Л, указывающий на активизацию одного из .блоков 2...6 памяти.

Процесс считывания информации с блоков 2...4 постоянной памяти осуществляется следующим образом. Операционный блок 1 в ИА/Д 22 устанавливает адрес выбираемой ячейки памяти из

t блоков 2...4 и формирует сигнал SYNC, посредством которого код даннoro адреса записывается в регистр 7. В результате этого на входы дешнфратора 8 поступит код адреса, определяющий выбираемый блок 2...4 памяти, а в

ША 27 — код адреса, определяющий выбираемую ячейку памяти иэ блоков

2...4. Затем операционный блок 1 снимает адрес с ИА/Д 22 и формирует сигнал DIN, посредством чего с выбранного блока 2...4 считанная информация поступает в UA/Ä 22, а под действием сигнала RPLY операционный блок 1 через определенный интервал времени принимает информацию с ША/Д 22 и занимает ее в своих внутренних регистрах. После этого сигнал DIN снимается, вследствие чего снимается сигнал .

RPLY ..

Процесс считывания информации с блока,5, 6 оперативной памяти осуществляется следующим образом. Анало.гично формируется адрес и сигнал

SYNC. Так как на выходе 24 операционного блока 1 отсутствует сигнал ЭОМТ (уровень лог. О), то блоки 5, 6 памяти устанавливаются в режим считывания информации. Далее посредством сигна-. ла DIN выбирается соответствующий блок 5, 6 памяти, и информация с его выходов поступает в lilA/Ä 22. Далее процесс происходит аналогично.

Процесс записи информации в блок

5, 6 осуществляется следующим образом. Аналогично формируется адрес и сигнал SYNC,. Затем операционный блок

1 снимает адрес с ША/Д 22, устанавливает на этих шинах код записываемой информации и формирует сигнал DOUT, посредством чего осуществляется выбор.ка соответствующего блока 5, 6 памяти и запись информации с ША/Д 22 в выбранную ячейку памяти соответств 1537016

/ ющего блока 5, 6. Аналогичным обра зом формируется сигнал ВР1.У.

Работает ПК следующим образом (см. фиг. 2)., После включения. питания операционный блок 1 обращается к- блоку 2 памя« ти управляющей программы и,начиная с адреса 00000081считывает код первой команды, которая указывает на переход 10 на программу очистки ячеек блока 6 памяти состояний, при этом очищается только область, в которой хранятся биты состояний каналов вывода. Очистка обусловлена записью кода 00001 в ячейки памяти данной области.

Следующей программой является программа сброса, которая обуславливаег сброс каналов вывода. Каналы В/В подключаются к ПК посредством Ей/Д 22 и могут выбираться операционным блоком

1 аналогично выбору блоков 2...6 памяти, например каналы В/В могут выбираться адресами от 170000tr до 1701768, что позволяет IIK обслуживать до 1024 25 каналов В/В. При выполнении программы сброса происходит передача информации о состоянии каналов вывода из области состояний каналов вывода блока 6 памяти в каналы вывода и запоми- 30 наине ее, например, в регистрах модулей вывода. При этом 16-раэрадный код информации (код 0000 ) считывается из выбранной ячейки памяти блока 6 во внутренние регистры операционного блока 1, а затем из операционного блока.

1 данная информация поступает в .каналы вывода по ША/Д 22.

По завершении программы сброса онерационный блок 1 переходит на програм 40 му трансляции РП. При этом посредством команд, хранящикся в блоке 3 памяти, из ИСРП, хранящейся в блоке 4 памяти, Ю происходит формирование ТрРП, которая. записывается в блок 5 памяти. 45

Образование ТрРП происходит следующим образом. Операционный блок 1 последовательно считывает кажцую инструкцию ИСРП из блока 4 памяти и анализирует ее. При этом hrM преобразуетея.в ТрРП отдельно по каждой логической цепи (ЛЦ).

Формирбвание ТрРП поясняяется примером, представленным на фиг.З, где показаны три ЛЦ (ЛЦ1, ЛЦ2 и ЛЦЗ). ЛЦ1 и ЛЦ2 состоят из восьми логических ветвей (ЛВ) каждая, ЛЦ2 - из двух ЛВ.

Например, ЛЦ1 содержит ЛВ, в которые входят следующие инструкции:

1) Х2, ХЗ; 5) Х9, Х10, YI;

2) Х4, Х5; 6) Х11, Х12, У2;

3) Х4, Хб; 7) Х11, Х13, YÇ;

4) Х4; Х7; 8) Х11, Х13, У4; а для ЛЦ2:

116;

Х19 Х20;

Х21, Х22;

Х21, Х23;

1) Х14, 2) Х17, 3) Х17, 4) Xl! 7, 5) Х24, б) Х25, 7) Х27, 8) Х27, Х15, Х18, Х18, Х18, У5;

Х26, Х28, Х29, Уб;

У7;

У8 т.е. каждая ЛВ выделена элементами, В ИСРП последовательность расположения инструкций в блоке 4 памяти в соответствии с фиг. 3 представлена на фиг. 4 (только ЛЦ1 и ЛЦ2). При этом необходимо учитывать, что в каждой

ЛЦ количество элементов всегда . четное, инструкция Х всегда заверша1.. ет группу ЛВ из инструкций юруппы

ВХОД. В свою очередь элементы t делятся на четные и нечетные, например, инструкции t --It- Х2, -!(— Х5, В-.И-Х6, t-1-Х9 имеют нечетный элемент ! а инструкции t -И вЂ” Х4 2 — I! — "Х7

7. у 1:-П- Х11, t -ИХ13, . t -0-Y4 - четньпr элемент;

Исходная РП представляет собой на- . Если инструкция группы ВЫХОД имеет бор инструкций, которые даны в табл.1.. четный элемент t, то она является поКаждая инструкция состоит иэ кода . следней в данной ЛЦ, например, инстоперации (разряды 11...14) и номера .50 Рукции с элементами Y4, YS, у10. Инаканала В/В (разряды 0...10 для инст- че инструкция группы ВЫХОД, находящарукций группы ВХОД и ВЫХРд) или кода яся в ЛВ, не является .последней в Лц.

00...0 для .инструкции КОНЕЦ ВЕТВЕЙ Если инструкций группы ВЫХОД не при(Ю или группы ПЕРЕХОД. Исключение надлежит ЛВ, то она является последсоставляет элемент НАЧАЛО ВЕТВИ (Г), ней и единственной в Лц. который занимает пятнадцатый разряд Для образования ТрРП операционный в слове инструкции и может быть за- блок 1 использует свои внутренние репрограммирован с инструкциями группы гистрЫ общего назначения и внешние

ВХОД, ВЫХОД или ЛИНИЯ. вегистры (ячейки третьей области бло9 i 537016 10 ка 6 памяти состояний), при этом все операнд образуется путем прибавления регистры — 16-разрядные. В табл. 2 константы 160000> к коду 000ХХХ„где представлено назначение регистров в константа является начальным .адресом программе трансляции. блока 6 памяти состояний, ХХХ 2

Сначала происходит очистка регист- (000...177З) — код, содержащийся в ров (си. блок 28 на фиг. 5),, затем разрядах 0...6 инструкции ИСРП .(гм. запись (ЗП) в регистр 1 (рег. 1) и табл. 1). Операнд приемника (третье рег. 2 начального адреса блока 4 па- слово команды) представляет собой код мяти, т.е. кода 010000з (см. блоки 29 1g 00...001, 00...010, 00...100 и и 30 на фиг. 5), запись в per. 3 и . т.д., образующийся в соответствии с рег. 4 начального адреса блока 5 па- кодом, содержащимся в разрядах 7...10 мяти ТРРП, т .е. кода 060000> (блоки инструкции ИСРП (см. табл. 1), и соот.31 и 32), после выполняется програм- ветствующий адресу бита в слове сосма трансляции первой ЛЦ ИСРП. 1g тоявия.

Программа трансляции одной ЛЦ сос- Например, для инструкции -И-2416 тоит иэ следующих подпрограмм: операнд источника будет 160050 (50 подпрограмиы последовательной тран- есть результат двоичного умножения 24 сляции (блок 32); на 2); а операнд приемника - 0100...0 . подпрограммы дополнения (блок 34.); 20 Команда N0P занимает одно слово и подпрограммы ветвления (блок 35)., используется для резервирования ячей"

При выполнении программы трансля- ки памЯти, котораЯ понадобитсЯ при вы" ции в ПК происходит постоянный конт- полнении подпрогРаммы ветвлениЯ. Посроль конца ЛЦ, что будет рассмотрено .ле этих операций осуществлЯетсЯ ананиже, при этом также осуществляется 26 лиз: находитсЯ ли даннаЯ инстРУкциЯ В проверка на появление инструкции КО- .ЛВ (блок 40), затем содеРжит лн-инстИЕЦ ПРО1 РДИ11 (-gy ), выявление ко- Рукции элемент С, а также в опредеторой обаспечивает окончание програм- ленном слУчае апализируетсн четность мы трансляции.

t (блоки 41...43).

Подпрограмма последовательной тран-3Р ПРимечание: ДлЯ более Удобного понисляции основана на образовании базы мания принципа выполнения

ТРРП одной ЛЦ и осуществляется следу- алгоритма на блок-схемах ющим образом (см. фиг., 6...9). Опера" на линиях переходов обозционный блок 1 в соответствии с про- начены элементы Х1, Х2, граммой трансляции сначала считывает 35

ХЭ и т.д., которые соо1(ЧТ) инструкцию ИСРП из блока 4 памя- ветствуют ЛЦ по фиг. 3. ти по адресу, указанноМУ в рег. 1, и Результатом выполнениЯ алгоРитма осуществляет ее анализ (блоки 36 37 на Фнг. 7 является установка/сброс на фиг. 6). флагов 1 и 2 (блоки 44...46). Эта

Если считанная инструкция ЛИИЩ1 4р опеРаЦиЯ обеспечивает контРоль ЛВ в то происходит переход на считывание ЛЦ и выявление в конечном итоге попоследующей инструкции ИсрП (на блок - следней инструкции ЛЦ, что является

36). Если считанная инструкция отно- необходимым Условием тРанслЯции РП сится к группе ВХОД, то осуществляется запись в ячейки блока 5 памяти 45 Если. считанной инстРУкцией ИСРП .ТрРП по адресу, указанному s рег. 3, ЯвлЯетсЯ инструкциЯ 9, то сбРасыsaeTcsr флаг 1 (6JIoK 47 Hà фиг ко ы N0P (блоки 38, 39 на фиг. 7) Если .считанная инструкция ИСРП отноКоманда В Т занимает тр слов п сится к группе БЫХОДэ то содержимое этом в первом слове задается код ко- я ° увеличивается на д цу (бл ег. 8 увеличивается на единицу (блок манды и метод адресации операнда ис- 48 иа фиг. 8), затем анализируется точника и операнда приемника, причем . тип инструкции (блок 09). Для элеяжеранд источника задается абсолютным ментов -о-,или --Ф- происходит увеметодом адресации, а операнд приемки- личение содержимого рег. 13 на еднка - непосредственным. Операнд источ- ц ницу (блоки 50 и 51) ° Для элеме"тов ника (второе слово команды) представ- @-фли О последука" кн ляет собой адрес ячейки блока 6 йамя лоха 5 памЯти ТРРН записываетсЯ ти состояний, в которой хранятся сло- команда BIS (блок 52), где операнддм ва состояния каналов В/В. Данный источника является адрес слова соетоя.7016 12 ной ЛЦ проанализированы (блок 78), при этом осуществляется сравнение содержимых per, 12 и 13 ° Если элемент

35 ь

55

l1 153 яния соответствующих каналов вывода, . а операндом приемника - код 00...001<, 00...010д, 00...100, ... или 10...

900, соответствующий адресу бита в слове состояния канала вывода данной . кнструкции. Для элементов -ф- или

-Ж-аналогичным образом записывается ! команда BIC с соответствующими операндами (блок 53), После этого осуществляется анализ на наличие ЛВ, четность т, наличие

t (блоки 54...58), в результате чего происходит установка/сброс флагов 1 и 2 (блоки 59, 60) или же запись содержимого per ° . 3 в per. 5, per, 8 в

per. 7, per. 13 в per. 12, и выход

-из подпрограммы последовательной трансляции (блоки 61...63).

В результате последовательной 2 трансляции, например,,ЛЦ1 на фиг. 3, в ячейках блока 5 памяти ТрРП получится базовая ТрРП, схема которой представлена на фиг. 9. В табл. 3 представлено содержимое регистров после выполнения данной подпрограммы.

Подпрограмма дополнения выполняется в том случае, если ЛЦ ИСРП содержит элементы -о-/-Ф-, т.е. содержимое

per 12 не равно "0", иначе осущест-! вляется переход на подпрограмму ветвления I (см. блок 34 на фиг. 5), В подпрограмме дополнения ТрРП данной ЛЦ дополняется новыми командами. Сначала осуществляется возврат на начало ЛЦ ИСРП (блок 64 на фиг.10) затем очистка per. 13 и запись в ячейку блока 5 памяти ТрРП по адре-, су, указанному в-рег. 3, команды BR с операндом, равным 5н, где n — количество инструкций с элементом -a-/- ф-, т.е. содержимое per. 12 (блоки 65,66).

После этого осуществляется поиск в

ИСРП данной ЛЦ инструкции с элементами — Π†/- ф - (блоки 67...71). Если выявлена инструкция с элементом †О-, то в содержимое рег. 13 добавляется единица (блок 72}, а в последующие ячейки блока 5 памяти ТрРП записываются команды SEC и BIC, при этом операнды соответствуют номеру канала вывода (блоки.73, 74). Если же выявле-на инструкция с...элементом — ф-, то аналогичным образом в содержимое рег. 13 добавляется единица (блок 75), и в ячейки блока 5 записываются команды SEC u BIS (блоки 76, 77).

После этого проверяется все ли инструкции с элементами — с-/- ф- в дан-о-/-p-не последний в ЛЦ, то в последующую ячейку блока 5 записывается команда ВСС, и происходит переход на считывание последующей инструкции

ИСРП (блоки 79, 68}, иначе в последую-, щую ячейку блока 5 записывается команда CLC (блок 80) „содержимое per. 3 переписывается в per. 5, per, 2 в рег. 1, а содержимое per. 4 в per. 3 (блоки 81...83) и происходит выход иэ данной подпрограммы.

В результате выполнения подпрограммы дополнения, например, для ЛЦ 1 и ЛЦ 2 на фиг. 3, в ячейки блока 5 запишутся команды ТрРП, схема расположения которых представлена на фиг. 11, а в табл. 4 — содержимое регистров.

Подпрограмма ветвления является заключительной в программе трансляции и обеспечивает заполнение ячеек блока 5 памяти ТрРП командами ветвления, т;е. командами условных переходов по адресу на величину смещения, указываемого в операнде команды. Основу подпраграммы составляет определение величины смещения: на какую величину должен измениться адрес для перехода на последующую команду ТрРПь пропустив обработку инструкций, состояние каналов В/В которых не влияет на результат обработки ЛЦ.

В табл. 5 приведены условия перехода от обработки одних инструкций

ИСРП к другим для всех ЛЦ, представленных на фиг. 3, а в табл. 6 — виды переходов.

Подпрограмма ветвления выполняется следующим образом.

Сначала осуществляется очистка

per. 8 и 13, затем считывается инструкция ИСРП данной ЛЦ по адресу,указанному в рег. 11и производится ее анализ (блоки 84...86 на фиг. 12).

Если инструкция относится к группе

ВХОД, то содержимое рег. 3 увеличи-. вается на три единицы (блок 87) и переписывается в рег. 4 (блок 88). Далее в соответствии с табл. б происходит анализ наличия ЛВ, четности наличия t Нри этом в результате анализа происходит установка/сброс флагов 1 и 2 (блоки 89...91, или блоки 89, 92...94, или блоки 89, 92, 95, 96 на фиг. 13). Если процесс выполне-

13 15 ния алгоритма проходит по блокам 89, 90, 91, то следующей операцией является анализ наличия в ЛВ инструкции с элементом-o-/- Ф-(блок 97). .Алгоритм анализа на. наличие в ЛВ элемента-о-/- Ф-(блок 97) выполняется следующим образом.

Происходит считывание последующих инструкций ИСРП, пока не появится элемент -o»/- Ф-(блоки 98... 101 на фиг. 14) или элемент t (блоки 98, ...,100, 102, 103). В первом-случае выполнение подпрограммы ветвления .переходит на поиск-IV (см. блок 104 на фиг. 13 и табл. 6), во втором случае - на поиск П (блок 105). В обоих . случаях при этом происходит восстановление адреса анализируемой инструкции ИСРП (блоки 101 и 103 йа фиг. 14).

Если процесс выполнения алгоритма проходит по блокам 89, 90 ипи 89, 92...94, то выполнение подпрограммы ветвления переходит на поиск-I (см. блок 106 на фиг. 13 и табл. 6).

Если процесс выполнения алгоритма проходит по блокам 89, 92, 95, то . следующей операцией является анализ наличия в ЛВ элемента -о- /- Ô - (блок

107). Данный анализ осуществляется по аналогичному алгоритму (см. фиг.4)

В случае наличия элемента -о-/-Ф- в

ЛВ процесс выполнения подпрограммы ветвления переходит на поиск-ХЧ (блок 104). Иначе осуществляется считывание последующих инструкций ИСРП и их анализ, пока не появится инструкция группы ВХОД (блоки 108, 109 на фиг..13). Затем восстанавливается адрес анализируемой инструкции (блок

110) и осуществляется анализ на наличие g в данной инструкции (блок

111). В результате анализа выполнение .подпрограмм ветвления переходит на поиск-II (блок 105) или на поиск-III (блок 112).

Поиск-Т (блок 106) выполняется .следующим образом. Сначала содержимое рег. 3 увеличивается на единицу (блок 113 на фиг. 15), затем считывается последующая инструкция ИСРП и анализируется (блоки 114, 115).: Если инструкция относится к группе ВХОД, то содержимое per. 3 увеличивается на 4 единицы, и считывается последующая инструкция ИСРП (блоки 116, 1 14).

Если .инструкция относится к группе

ВЫХОД, то содержимое per. 8 увеличи-

37016 14

25 команда BIC, то дальше осуществ-,,ляется поиск команды BIS с такими же операндами (блоки 128. ° . 130).

З5 ячейки ТрРП, относящейся к анализируемой инструкции ИСРП,.в которой эапирукции (блок 133).

4р Если тип элемента есть -У-,.то в ,блок 5 ТрРП вместо команды N0P запи.тип элемента есть -К-, то аналогич-. ,4В ным образом записывается команда BNE.

80 136...138), и на этом операция. поиск-I завершается, а подпрограмма ветвления.

15

20 вается на единицу к анализируется тип элемента (блоки 117, 118). Для элемента -О -/- Ф содержимое рег. 3 увеличивается на 3 единицы, анализируется: по .ледняя ли инструкция группы

ВЫХОД в данной ЛЦ (блокк 119, 120), и если нет, то происходит переход на считывание последующей инструкции

ИСРП (на блок 114). Для элемента

-о-/- Ф- содержимое per, 13 увеличивается на-единицу, и считывается команда из блока 5 по адресу в per. 3 (блоки 121, 122).Данной командой является команда BIS/BIC с операндами, соответствующими инструкции -о †/-Ф-.

Операнды записываются в рег. 10 и 11 (блок 123), н производится анализ команды (блок 124 на фнг. 16).

Если выявлена команда BIS, то дальше осуществляется поиск команды

BIC с такими же операндами, которая находится в дополнительной части ТрРП (блоки 125... 127). Если же выявлена

После этого вычисляется величина смещения, при этом содержимое рег.4 вычитается от содержимого рег. 3, разность уменьшается на 5 единиц,.и результат записывается в рег. 9 (блок

131) ° Затем .восстанавливается адрес сана команда NOP (блок 132), анализируется. тип элемента исходной инст-, сывается команда BEQ, и величина смещения из рег. 9 (блок 134). Если же (блок 135) °

После этого содержимое рег. 3 и 2 увеличивается на единицу, содержимое рег. 2 записывается в рег. 1 (блоки переходит на считывание и обработку последующей инструкции ИСРП.(на блок

85 на фиг. 12).

Поиск-ХТ (блок 105) выполняется следующим образом. Сначала содержимое рег. 3, увеличивается на единицу (блок

139 на фиг. 17), затем осуществляется поиск инструкции группы ВХОД с эле1537016

|5 ментом С (блоки 140...142), Если такая инструкция выявлена, то определяется величина смещения, которая записывается в соответствующую ячейку

5 блока 5 ТрРП с командой ВЕ /BNE (блоки 143...146 или 143.. 145, 147), пос-. ле этого происходит инкремент per.2 и 3, запись содержимого рег. 2 в рег.1 (блоки 148...150) и переход на считы-10 ванне последующей инструкции ИСРП (на блок 85 на Фиг. 12).

Поиск-III (блок 112) выполняется следующим образом. Сначала осуществляется поиск инструкции Х (блоки

151, 152 на,фиг. 18). Затем, при появлении инструкции 9 в рег. 3 добавляется единица, и происходит поиск инструкции группы ВХОД или ВЫХОД (бло-.. ки 153...155)..При обнаружении пос- 20 ледней происходит определение величины смещения (блок 156), восстановление адреса ячейки блока 5, соответствующей анализируемой инструкции ИСРП (блок 157) и анализ типа элемента 25 анализируемой инструкции (блок 158).

Далее, если выявлен элемент -И-, то в ячейку блока 5 записывается команда

В|1Е с соответствующей величиной смещения, иначе — команда BEQ (блок 159 30 ! . или 160). После этого происходит увеличение содержимого рег. 2 и 3 на единицу и переход на адрес последующей инструкции ИСРП для ее обработки (блоки 161...163, 85) . 35

Поиск-IU (блок 104) осуществляется следующим образом. Сначала осуществляется поиск инструкции группы .

Выход (блоки 164, 165 на фиг. 19), затем содержимое рег. 3 и 8 увеличивает-40 ся на единицу (блоки 166, 167), и ана- лизируется тип элемента инструкции группы ВЫХОД (блок 168) . Если выявлен элемент -o-/-Ф-, то проверяется последняя ли инструкция с этим элемен- 45 том в ЛЦ (блоки 169, 170). Если ЛЦ не завершена, то далее осуществляется поиск инструкции группы ВХОД ипи ВЪ|ХОД с элементом - о-/- 9 - (блоки 171, 172). 50

Если появится элемент группы ВХОД, то определяется величина смещения, и аналогичным образом в ячейку блока 5 записывается команда ВЕЯ нли ВНЕ (блоки 173...$ 76 или 173... 175, 177), и происходит переход на обработку последующей инструкции ИСРП (блоки

178...180, 85).

|6

Если выявлен элемент -î- -gf- то содержимое per. 13 увеличивается на единицу (блок 181 на фиг. 20), а да лее осуществляется поиск команды ВТС/

/ВТЯ в дополнительной части ТрРП, соответствующей команде BIS/ВТС элемента -о-/-ф- с одийаковыми операндами (блоки 182...187/182...184, 188 ... !

90). После этого определяется величина смещения (блок 191), и в ячейку . блока 5 аналогичным образом записывается команда BEQ/BNE (блоки 174...

180.на фиг. 19) °

Если при выполнении подпрограммы . ветвления исходной инструкцией явля- ется инструкция груйпы ВЫХОД, то содержимое рег. 7 уменьшается на единицу и переписывается в рег. 8 (блоки 86, 192, 193 на фиг. 12), а содержимое рег. 3 — в раг. 4 (блоки 194).

Далее анализируется тип инструкции (блок 195 на фиг. 21). Если выявлен элемент -о-/- Ф- и он не является последним в ЛЦ, то происходит переход на считывание последующей инструкции

ИСРП (блоки 196, 197, 85).

Если же выявлен элемент-o- -p-,то содержимое per. 12 уменьшается на единицу (блок 198) и, если элемент

-О- /- С6- не является последним в |Щ, то осуществляется поиск команды ВХС/

/BIS в дополнительной части ТрРП, соответствующей команде BIS/BIG элемента -О -/- Ф- с одинаковыми операндами (блоки 199...205/ 199...202, 206...

208). Затем анализируется последующая инструкция ИСРП (блоки 209, 210 на фиг. 22). После этого определяется величина смещения (блок 211) и по адресу, указанному в рег. 3, в блок 5 записывается величина обратного сме1 щения в дополнительном коде для ко манды ВСС (блок 212) или же в блок

5 записывается единичное смещение (блоки 213...215) ° Затем восстанавливается адрес ячейки блока 5 памяти

ТрРП, соответствующий проанализированной инструкции ИСРП, происходит увеличение содержимого рег. 2 и 3 на единицу, восстановление адреса последующей инструкции ИСРП и переход на ее обработку (блоки 216...219, 85).

По завершении подпрограммы ветвления данной ЛЦ лроисходит переход на подпрограмму последовательной трансляции последующей ЛЦ (блоки 220...

222, 33 на фиг. 5). Этот процесс продолжается до появления инструкции

17 15

-Щ =, после чего ПК переходит на программу диагностики (см. фнг. 2).

На фиг. 23-37 представлен фрагмент

ТрРП, соответствующий ЛЦ1 и ЛЦ2 по фнг. 3, полученный в результате выполнения программы трансляции.

Программа диагностики состоит иэ следующих подпрограмм:

- подпрограммы проверки памяти

ТрРП на несуществующие команды; — подпрограммы проверки полноты

ТрРП.

Первая подпрограмма выполняется путем сравнения кода команд ТрРП с существующим набором команд, хранящимся в блоке 2 памяти. При положительном результате диагностики по данной подпрограмме осуществляется подпрограмма проверки полноты ТрРП.

Для этого осуществляется последр- вательное считывание всех инструкций

ИСРП и подсчет количества К инструкций группы ВХОД, количества Ь инструкций группы ВЫХОД и количества М инструкций с элементами -o- и †ф-, После этого вычисляется объем P памяти ТрРП по формуле:

37016

25 станут равнымилог. О, для 78 - не из" менится.

М где — 0 или 1 - отсутствие/наличие

М команды BR.

Например, для ИСРП, представленной на фиг ° 3, объем ТрРП будет 196 слов. Необходимо отметить, что объем памяти ТрРП примерно в 4.раза больше, чем объем памяти ИСРП.

- Бсли результат диагностики отрицательный, то происходит останов работы

ПК, иначе осуществляется переход на следующую программу - обмена В/B (см. фиг. 2). Данная программа обеспечивает вывод данных из первой области блока 6 памяти в каналы вывода и saполнение второй области блока 6 памя» ти данными а состоянии каналов ввода, при этом первоначально из первой области памяти выводятся данные, соответствующие нулевому результату. 50

Программа обработки осуществляется следующим образом. В счетчик коЙанд операционного блока 1 записыва-, ется адрес первой ячейки блока 5 памяти,ТрРП, т.е. код 060000, после чего по данному адресу операционный блок 1 считывае первую команду и осуществляет обработку РП в соответствии с данной командой. Затем посдедо35

40 щения, в данном случае переход на выполнение команды BIT, соответствующей инструкции с элементом Х17. При вы45 Формула изобретения

Программируемый контроллер, содеял: жащий операционный блок, блок паият»

P 4К+3L+ 5М+ —N,, М

20 вательно считывается очередная команда или же происходит переход по смещению на определенную последующую ко" манду и т.д. до появления команды

Л1Р, соответствующей инструкции -ИТогда ПК переходит на программу о мена В/В, а затем снова на программу обработки. Циклы обработки и обмена

В/В повторяются.

В табл. 7 приведено назначение команд ТрРП.

В качестве примера рассматривается обработка ТрРП соответствующей ЛЦ2, приведенной на фиг. 3. Предполагается, что состояния каналов ввода, соответствующие элементам Х17, Х18, Х21, Х22>

Х26, Х28 и Х29 равны лог. 1, а состо- яния остальных каналов ввода равны лог.О. Результатом такого предположе- ния является то, что состояние канала вывода, соответствующее элементу 75, не изменится, состояния каналов вывода, соответствующие элементам 76 и 77, В соответствии с табл. 5 обработка

РП по ЛЦ2 будет осуществляться только по элементам Х14, Х17, Х18, Х19, Х21, .

Х22, Х24, Х25, Х26, Х27, У6, У7 и далее ХЗО. Действительно, обращаясь к фиг. 22, сначала считывается команда

BIT по адресу 060252<, в результате ее выполнения производится аиализ бита состояния канала ввода для инструкции с элементом Х14 и установка флага Z в операционном блоке 1. При выполнении следующей команды BE/ обеспечива ется переход на адрес по величине сме" полнении этой команды флаг Е сбрасывается, тогда следующая команда BEQ обеспечивает переход на считывание последующей команды из блока 5 памяти

ТрРП. В табл. 8 приведены наги выполнения ТрРП для ЛЦ2 в предложенном примере °

Таким образом, процесс обработки

РП происходит путем пропуска отдель-, ных команд (инструкций),,которые не изменили бы результат обработки, даже если бы они последовательно считывались и обрабатывались.

) С) 1537016

pа очеи абочей программы, блок памяти управ- мяти рабочей программы и выборки блоляющей программы, регистР, дешифратор, ка памяти состояний, а выходы с пертри элемента И, первъп элемент ИЛИ, Ного по третий элементов согласования

Фри элемента. согласования и блок па- подключены к входу синхронизации опе5 мяти остояний, причем операционныи ° рационного блока, о т л и ч а ю щ и йблок соединен через шину адреса дан с я тем, что, с целью повышения быных с информационными Выходами блока стродействия, контполллер содержит памяти рабочей программы, с информаци, блок памяти программы транслятора1 опиши Выходами блока naþ TH управляю 10 блок памяти транслированной рабочей щей программы, с информационнъ программы, четвертъй и пятый элеменми входами-выходами блока па ты И, четвертый и пятъпЪ элементы согмятн состояний и с инфоРManH ласования и второй элемент ИЛИ, при

oBHblMH входами регистра, вьиоды кото" этом адресные входы блоков памяти рого соединены с адресными входами 5 программы транслятора и транслироваи" .блоков памяти pa6oweA программы ynpaa I noA р б и nporpaxzbi с д н ляющей программы и состояний и с ин выходами регистра, информационные формационными входами дешифратора с выходы блока памяти программы трансадресными входами блоков памяти Управ лятора и информационные входы-выходы ляющей программы и состояний, причем 20 . блока памяти транслированной рабочей выход управления считыванием опера- программы соединены через шину адре- ционного блока подключен к первым вхо" са данных, выход управления считывадам первого и второго элементов И и нием операционного блока подключен первого элемента ИЛИ, выход управле к первым входам четвертого элемента,И ния записью операционного блока под 25 и второго элемента ИЛИ, выход управ- ключен к второму входу;первого эле- ления записью операционного блока мента ИЛИ и к входу управления за- подключен к второму входу второго писью/считыванием блока памяти состоя- элемента HJlH и к входу управления ний, выход формирования начала цикла - записью/считыванием блока памяти операционного блока подключен к син- Зо транслированной рабочей программы, хровходу регистра, первый выход дешиф- четвертый выход дешифратора подклюратора подключен к. второму входу чен к второму входу четвертого элеменпервого элемента И и к входу выборки та И и к входу выборки блока памяти блока памяти управляющей программы, программы транслятора, пятый выход второй выход дешифратора подключен к дешифратора подключен к первому вхо35 второму входу второго элемента И и к ду пятого элемента И, второй вход ковходу выборки блока памяти рабочей торого подключен к выходу второго программы, третий выход дешифратора элемента ИЛИ, вьмоды четвертого и пяподключен к первому входу третьего того элементов И подключены к входам элемента И, второй вход которого под- 4О, соответственно четвертого и пятого ключен к выходу первого элемента ИЛИ, элементов согласования и к входам совыходы первого, второго и третьего ответственно управления считыванием элементов И подключены к входам соот- блока памяти программы транслятора и . ветственно первого, второго и третье- выборки блока памяти транслированной го элементов согласования и к входам рабочей программы, а выходы четвертосоответственно управления считывани- го и пятого элементов согласования ем блока памяти управляющей програм- подключены к входу синхронизации опемы,.управления считыванием блока па- рационного блока.

153701Ь

22 оо

43

03

4I

43

О оо

О

Ц оо оо оо о оо оо. оо о о о о

11 1

ВО Э 3.3 343

I 1 !

3 2 ф - О

1 сО

IC 3

43 ф

М е ф а

03 н

43

И im

3 ы 43

1 Ct

1 О

s0

I33 н

Фй

330

3 сО

М 41 а" е

° ф Щ

Ф

Х и о

43 ае

О еЯi g

Ol CJ ф е ф О ф g 43

3 Е1

3 Мв е фе ф 34 ф

34 О 3М

Q ф 33

olooI о oo l

О 1 ОО ! о ) оо

1о оо

1 .1О ОО !

I

O I OO

1®1 о1оо

1

Ф

4l и

4l а

М

О

1537016

23

Та блица 2

Номер регнст ра

Сод ержимо е в

Счетчик адреса ИСРП (автоинкрементальный способ адресации)

Адрес начала ЛЦ ИСРП

Счетчик адреса ТрРП (автоинкрементальный способ адресации)

Адрес начала ТрРП данной ЛЦ

Адрес начала дополнительной ТрРП данной Лц или начала ТрРП последующей ЛЦ

Флаги: 1 — наличие ЛЦ

У

2 — четность

Количество инструкций группы ВЫХОД в ЛЦ

Счетчик количества инструкций группы ВЫХОД вЛЦ

Величина смещения для перехода по адресу

Операнд источника команды ВХС или HIS

Операнд приемника команды BIG или HIS

Количество инструкций с элементами -о-/-Ф в ЛЦ

Счетчик количества инструкций с элементами

-о-/-Ф-в ЛЦ

7 .8

Ю

11

12

Та блица 3

Номер регист.-Содержимое ра

Ф

Адрес начала последуюцей ЛЦ ИСРП

Адрес начала данной ЛЦ ИСРП

Адрес начала дополнительной ТрРП данной ЛЦ или начала ТрРП последующей ЛЦ

Адрес начала ТрРП данной ЛЦ

Содержимое per. 3

Флаги сброшены

См. per. 8

Количество инструкций группы ВЫХОД в ЛЦ

2

3

7

9. ° .11

12 13

Таблица 4

Номер регистра

Содержимое

1,"2

3,4

6

2, 8

9...11 12,13

Адрес начала данной ЛЦ ИСРП

А 1рес начала ТрРП данной ЛЦ

Адрес начала ТрРП последующей ЛЦ флаги сброшены

Количество инструкций группы ВЫХОД в ЛЦ

Количество инструкций с элементами -О-/-Ф- в ЛЦ.

См. рег. 13

Количество инструкций с элементами-О-/-4- в ЛЦ

1537016

Таблица 5 26

На какую инструкцию осуществляется переход

Анали- Условие перехо- . да: если зируе" мая инструк ция

У1, 72, У4 О, У3 «1

Х4

Х8

71, .72- Y4 .О, Y3 -1

Х8

Х8

У1 У2, 74 О, Y3 -1

То ие

71 «-О

Y1 "-О

У2, 74 О, У3 1

У2 0

У3 «1, У4 0

Х17

Х17

0

О

0

О

О

0

О

О

О . Х24

YG Y7 0

То ае

Х21

Х24

76, 77 0

0

О

О

Х24

У6, П О

Х25

У6-О

76 О

О

О

Y7 «-О

77 «О

Х30

-9Х33

-9-ИО

О

О

11.. о

Поиск

Примеры к фи

Услдвия

Х1, Х8, Х30

Х4, Х7, Х11.

Х13, Х17, Х2

Х23, Х27, Х2

Х33

Х1

Х2 ХЗ

Х4

XS

Х6

Х7

Х8

Х9

Х10

Х11

Х12

Х13

Х14

Х15

Х16

Х17

Х18

: X19 . .320

Х21

Х22

Х23 . Х24

Х25

Х26

Х27

Х28

Х29

ХЗО

Х31

ХЗ2

ХЗЗ

-Ц- без ЛВ

-И вЂ”, t четная

Таблица- 6 иск-I команды

С/ВТ$ в допол" тельной. части

PII или переход последующую

1537016 28

Продолжение табл. 6

27 (Х18

-11 - в ЛВ, предыду" щая t четная

Поиск-ЕЕ инструкции группы ВХОД с

t -И-, 1 нечетная, в ЛВ нет-о--(-Ф-, по- Х2, Х 4, Х19, следующая инструкция Х31 группы ВХОД не имеет

-((- в ЛВ, предыдущая нечетная, в ЛВ нет Х3, Х16, Х20, -о+Ф-, последующая Х32 инструкция группы ВХОД имеет t

Х5, Х6, Х22

Х10, Х26

Х9, Х12 Х24 °

Х25, Х28 нечетная, в ЛВ есть - о-l-МТаблица 7

Операнд источника .приемника

Команда

Функций

Адрес слова сос- Код, пропорциональный тояния канала адресу бита в слове

В/B состояния канала В/В.

ВЕТ

Адрес слова сос- Код, пропорциональный тояния,канала адресу бита в слове Установка битавывода состояния канала вывода

ИЕ$

Сброс бита

То ке

То же

Переход, если флаг Е О

Величина смещении в ЛВ предыдущая t нечетйая, в ЛВ нет -О-/- ф- последующая

I инструкция группы ВХОД не имеет

t -lI-, t нечетная, в

ЛВ нет-î-f-9-, последующая инструкция группы ВХОД имеет

-fI- в ЛВ, предыдущая

t нечетная, в ЛВ есть - о- I-I(I—

Поиск III инструкции группы ВХОД/ВЫХОД после 3

Поиск IV -o-(-Иили -е-/-Ф-, а за тем инструкции группы ВХОД или переход на последующую ЛЦ

Проверка бита состояния: если бит равен лог. О, то .флаг Z устанавливается, если бит равен лог. 1, то флаг Z сбрасывается

29

1537016

Пооаолмение табл.7

Команда

Функция источника

Переход, если фраг Z 1

То ае

BEQ

Переход, если флаг С 0

То не

ВСС

Установка флага С

БЕС

Сброс флаra С

Безусловный переход

Величина смещения

Безусловный переход (для инструкции -Я- ) Адрес перехода в блок 1 памяти

Таблица 8

Команда Результат выполнения команды

Шаг тояния услов физический

086«060252 б

089 060260

1 t -11- Х14

BIT

BEQ

098 060302

101 060310

2 t -и-

Х17

3 -ИХ18 1 . Щ2 060312 .

105 - 060320

106 060322

109 0603"9

4 t -И . . Х19 О

114 060342

117 060350

5 t-И- Х21 1 ( аааюавЭюЮ

C.

Х22 1

1.18 060352

121 060360

6 t-IIX24 . 0 126, 060372 BIT Установка флага Z

129 060400 .BEQ . Переход по величине смещения +3

7 ц-.

Х25. 0 ° 133 060410 BIT Установка флага Е

136 . 060416 BNE Переход на следующую команду

Операнд приемника

Инструкция Бит сос- Адрес ТрРП

Установка флага Е

Переход по величине смещения +8 (велич. условн.) BIT Сброс флага Z

BEQ Переход на,следующую команду

BIT Сброс флага Е

BEQ Переход на следующую команду

BIT Установка флага Z

BEQ Переход по величине смещения +4

BIT Сброс флага Е

BEQ Переход на следующую команду

BIT ° Сброс флага Z

BNE . Переход по величине,смемещения +4

l 53/016

Команда

Адрес ТрРП

Х26 .1

11 1- 11Х27 0

168 060516

169 060520

У7

13 -0172 060526

15 -1(ХЗО

Иаг Инструкция

Ьпт состолния услов физичесный кий

137 060420

140 0604 26

164 060506

167 060514

144 060436

14 7 06044 4

32

Продолкение табл. 3

Результат выполнения команды

BIT Сброс Флага Е

BNE Переход по величине смещения +23

BIC Сброс бита

ВСС Переход по величине смещения -22

BIT Установка Флага Е

BE/ Переход по величине смещения +20, SEC Установка флага С

SIC Сброс бита

CLC Сброс флага C

1 537016 ию

Ф юитеюаГ прес

a4onoD4

040ли

040004

040006

О4ам

a40N4

«400!0

04оага

040024 а4а020

Ф40020

04ОО2 ф40024

Ю40042 а40а44

040046

040002

«40004

040ОО

Noda0a

О40062

04ООО4

040006

0400m

0400гг

04оог4

04аагб

04ааа

04аюай

04064

04РУОО

040иа

04апг, a4mr4

04аиа

04аюгг

04@24

d4OI26

О4ОЯ

04ОИЯ

04аа4

04ОМ

040146

1537016

Фиг. Ф

1537016

Фиг. 7 б1

N пури оба 1ОО

ОИ110

000116 (ыаа а) МОР

060fZ6

060 1гб

ЮОР

060134

0600М МОР

РО0 744 НОР

06ОО46

060146

ПОР

060154

0N060 бббббг (НЩ

Оьааи ми ) 00D164 обаобо бббббб (Й421

О601П

O6OOm

ООРР74 NOPб

ОбоОООО

060006

06ОО!0

Обо огб

Обаало

NT»ху

BfT =-хг

BlT я я вп - =ха вп 9õá

ВП =Хо

1Sa oie

В1 т *- ха

ВОР > Х10

3IS зР

ВОР а М1 вп м Х1г ви и вот ахи!

537016

1 беловою сквявннн У усло5яы» 89uNtt цвак (юеавнеО-«в тслеуувшуе кююпюуу)

° ° °

Фиа tt

15370I6

ХЛ,X$,X6 ОО,X12, Х15 Х16, Х1У, Х20

gag Л22, XN, «26, «Й

95 Наличие t

НаЛичи. ЛВ а... Х7 Хя... Хц

Jta xtS... «28, ХБ...«29 лаг1 нет

Да

И, «161 х5, «6, Х12, Х15 Х16. «1У, Х1с

«А«26 х25, «Z

Месить лае 2 и Четнесаь t нет х1, х2, хв «У, xf4, xi4 фщЯ Яад а

Ка,«7, «tft

ХИ Xf7 Xf

00 наличие t э ю 6t наличие лв

«21, «2З, 167 .О., .@.

«27, Х29

Есть ® иея .

Есть Й

ff, «6 наличие

Еспв

Ч7тследуящ

Од инст униии

Jlc P

gf стана иааф флаги f è Р

Устина ить рог

Наличие в

Я7 + ц6 Поиск- g:

Да (юа 2) fH Яналиа

Нкпу нет Xg Л24

У (аихаУ1)

Х2, «144 щЛВ

111 Наличие и нет

Естес

Ю ПОиск-17

tfZ Поиск- I

Фиг. Я

Яа

«2, «0, к14, «24

Х4 «7.

К11, XQ, «17, Х21 хауз,х27

Х29 (ааоуг)

Х16.X12

xN . х26, Х28 нем (ФиФ1)

«3, «6,Х6, Xf5, Xf6.

Х19,ХЩ

Х22

Да хюбх5 Х6, Х2! 537016

}537016

124

15370!6

1537016 аиск-Щ

Бпак 104

160 Инкрелена Рее З на ееиницы

170 апви т

Аа

ea7) = (рее.У нвт

171 ЧГпаспе уЯщв инат к ии исРП

172 Грела

Яа аа

174

3П блок Ю Оо N Р Щ реаЗ команды йю и елицинь! слещение се 1И. рее. я

178 Инк енеит рее

179 Ин елена реа2. 90 (Рее.t (реа2

Фиг. 19

Vl паспедующв

fi4 ин. Рукиии ИСРП

: AS 9улла

Охам неМВэиаа

106 Инкрелена (реал) М7 инкренеяв (рее.в

1бВ Тип элемента

О/ нвв

178 (рез. Я(реаЗ)-(реа4)-1

Инкреиена (рег.З на

4 яЬнииы

Вава нея

BoNog (Рег.3 (ee.ц) Тип впвивкт иска0ноа инск каии исРП

4а

30УалакХпеа ресу . рее.аканты вща бвличины смешение ие ее. я

1537016

1И

02

103

t6t

15370)6 ййгид ес

arr a Х1

ОРООа00

Оф0006

ОРОР10

0600в6

060026

060ОО . °

06ЙИ6 вавайю нн вв

И7 е Х2 (Ввв "+4) нн Я иг вхг внй Д 6 на вв

bit в Х йвййВ9 нн вн

ИТ еХЮ BN +65 нн вв вп «и ив вв нн вв

BlT а ХО

Щ,Щ на,в Вий эв нн в7

&МИФУ фЩУюФ ЯФФОвФМ gyp gj

Об0046

ОРОИО

Ф

060Ю

ОИИО

060066

060076

060f06

060166

Усе@ма

«УРР

001!0

004.

NS

012

М

ОЯ

И1

020

И7.

И4

026

ИЮ

026

032

Ю

N0!

5370!6 фФОЮФЫ ЧВЯЯМФ4 пуавр врут

0l7 I X1g

Вгт в П

УмИгма барре

Фие. 24 абаггбб

060230 абагю

Рба

000242

001

002

0В5 абб

060252 ис

000200

О00

060202 абаг70 яаг72. Рбаяа абиаг

000510 ааи12 ! Рбаэга

ИИ22

101. 102

500 .; абаза

100

317 I Ng $f0

e«gg i абаог Вввгбев! 000lf0

000120

000f20

I 000154

000130.

Р00 144 Ф146

Уб064

000102

МРМ4

1000172

Oeez00!

000262.1

;:И0204 .

06Dtf2

0002И. 000210

4060й4

NTy

041

044

047

048

Nt

03

OX(Иа юО

002 дй

067

071

О72

a7$

Еаба нгб5 На ЕЕ

ВИ в Я BEII нга ) аа 77

ВП в Х1г (Вй+Вг на 77

ВХ$ в И, Вгт вХД евее +ЕКД аа 77

ВИ вю

ВИ aÓ4

ДВ47Ц Ва вв (ВЕСА

ВИ е 01 (ВСС -77Ä Hd 44 8R

ИС и У2. уа -1 на 55 +n vecrvd (:Щ андрес

Вге,в (, ес--Е

077 ЕВСС н! 1 на Вг (Вес ) (вгв Е навв ауа

4 на ВВ . 004

007

Евбе ЕВД на гга 3tll б!) на 4U

ЦЙР 47 Е на Ебб

4 ага 44 г . на п4

1537016 .

Уе«од«ьи оурее

Фоэцчес«00 оурео (йис.й) w !it

ВХТ s ХЛ lfg +ß Ю IIIJ пт =xn ю: чД но IFd

П: :3

Я0+ЗТ «u fO

ГТР С П;Е:(Л

iaaf.Ю (ге (Л гс:, ! ?И : (0«е 27) «а 104

C" (ВУЕ 25 Hi! liN :ПС1:Л

ВП е Хг7

1 иеО +го) «ю иь ят а хгь т v иа Su обИ400

060?42

1?3 16

ft4

1)7

000?59

tt0

000N2

000ЬП

a0OZ7O

000400

000402

0004?0

000444

000446

000eS4

147

140

Фиа N

Уооодиий пурео физический иоРЮЬ вь Г ас

155

0004ЯЬ

ООд404

000474 (вк.ю) ю t7J 5Н ) О60504

066506

1О

164

167 sec -ггпу w ti S ж„) 060514

060516

060520 060S26

060ИО

168

О?иа. О

Составитель Ю. Ланцов

Техред A. Крав чук

Корректор В, Гирняк

Редактор Н. Каменская

Заказ 2146 Тираж 418 Подписное .

ВЙИКПИ Государственного комитета ао изобретениям и открытиям при ГКНТ СССР

113035, Москве, Ж-35, Раушская наб., д. 4/5

Производственно-издательский комбинат "Патент", г. Ужгород, ул. Гагарина, 161