《习题(5-6)》由会员分享，可在线阅读，更多相关《习题(5-6)（37页珍藏版）》请在金锄头文库上搜索。
1、第五章 习题,5.1 某指令系统指令字长16位，每个操作数地址码长6位，指令分无操作数、单操作数、双操作数三类。若双操作数指令有K条，无操作数有L条，问单操作数指令最多可能多少条？,4 6 6,双操作数指令，最多可有24=16条，按照题目中，已经有K条，所以还剩下24-K条未被使用。 因此，1操作数指令最多可以有（24-K） 26条,2操作数指令,第五章 习题,4 6 6,假设,1操作数的指令,共有X条，所以还剩下(24-K)26X)可以给0操作数指令。 但是给0操作数指令时，必然是按照26给，也就是L/26是占用1操作数指令剩余的条数。 这样： X = (24-K)26L/26 (向上取整数
2、),4 6 6,1操作数指令,0操作数指令,第五章 习题,5.2 基址寄存器的内容为2000H，变址寄存器内容03A0H，指令的地址码部分是3FH，当前正在执行的指令所在地址为2B00H，请求出变址编址（考虑基址）和相对寻址两种情况的访问有效地址。解: 1) 变址编址: EA = 2000H + 03A0H + 003FH = 23DFH 2) 相对寻址: EA = 2B00H + 3FH = 2B3FH补充, 如果指令地址码部分是:8FH EA = 2B00H + FF8FH = 2A8FH,第五章 习题,5.3 接上题。 （1）设变址编址用于取指令，相对编址用于转移指令，存储器内存放的内容
3、如下： 地址 内容 003FH 2300H 2000H 2400H 203FH 2500H 233FH 2600H 23A0H 2700H 23DFH 2800H 2B00H 063FH 请写出从存储器中所取得的数据以及转移地址。,第五章 习题,5.3 接上题。 变址编址: 操作数 = 2800H 相对寻址: 转移地址 = 2B3FH,第五章 习题,5.3 接上题。 (2) 若采用直接编址，请写出从存储器中取出的数。 考虑基址寄存器： EA = 2000H + 03A0H 操作数 = （23A0H）= 2700H 不考虑基址寄存器： EA = 03A0H 操作数 = （03A0H）= 2300
4、H,第六章 习题,6.1 CPU结构如下图，其中一个累加器AC，一个状态寄存器和其他四个寄存器，各部分的连线表示数据通路，箭头表示信息传送方向，要求：（1）表明图中abcd四个寄存器的名称。（2）简述指令从主存取指/数到控制器的数据通路。,主存储器M,a,b,c,ALU,AC,状态寄存器,微操作信号发生器,d,+1,第六章 习题,6.2 设某计算机的运算控制器逻辑图6.8，控制信号见表6.1，指令格式如下： 试写出下述三条指令的微操作信号。（1）JMP（无条件转移到(rs1)+disp）（2）load（从(rs1)+disp指示的内存单元取数，送rs保存）（3）store（把rs的内容送到(r
5、s1)+disp指示的内存单元）,第六章 习题,（1）JMP（无条件转移到(rs1)+disp指定的地址）解：首先确定微指令条数，取指微指令，必不可少，而且必须是第一条微指令。接下来，需要做(rs1) + disp- PC操作参考图6.8 , 需要使用ALU一次，故再需要一条微指令。微操作：rs1-GR, (rs1)-ALU, 加法器左操作数disp-ALU加法器右操作数“”ALU-PC,第六章 习题,1）取指微指令 PC-AB ADS=1 M/IO#=1 W/R#=0 DB-IR PC+1）计算地址微指令rs1-GR,(rs1)-ALU, disp-ALU,“”ALU-PC,第六章 习题,（
6、2）load（从(rs1)+disp指示的内存单元取数，送rs保存）解：首先确定微指令条数，取指微指令，必不可少，而且必须是第一条微指令。接下来，需要做(rs1) + disp操作,然后根据计算结果访问存储器,取回的操作数还需要保存到寄存器rs中。参考图6.8，使用一次ALU需要一条微指令，访问存储器还需要一条微指令。必须先算地址，再访问存储器，最后保存结果。还需要计算地址微指令，访问存储器微指令，保存结果微指令。,第六章 习题,1）取指微指令（略）2）计算地址微指令rs1-GR,(rs1)-ALU, disp-ALU,“”ALU-AR3）访问存储器微指令 AR-AB, ADS=1, M/IO
7、#=1 W/R#=0, DB-DR,第六章 习题,4）保存结果微指令 DR-ALU, rs-GR, “+” ALU-rs说明：ALU的左操作数是DR内容，ALU的右操作数没有，就等于送做加法就等于把DR-rs,第六章 习题,（3）store（把rs的内容送到(rs1)+disp指示的内存单元）解：首先确定微指令条数，取指微指令，必不可少，而且必须是第一条微指令。接下来，需要做(rs1) + disp操作,然后根据计算结果访问存储器。参考图6.8，使用一次ALU需要一条微指令，访问存储器还需要一条微指令。必须先算地址，再访问存储器。但是写存储器时，必须保证数据要在DB之上，而到达DB只能通过DR
8、，所以写存储器之前还要占用ALU一次，还需要一条微指令。还需要计算地址微指令，送操作数微指令，访问存储器微指令。,第六章 习题,1）取指微指令（略）2）计算地址微指令rs1-GR,(rs1)-ALU, disp-ALU,“”ALU-AR,第六章 习题,6.3 按照图6.12所给的电路，设CP=T2CLKCLK2#,一级门的延迟a略少于触发器的翻转时间b，画出CLK2，CLK2#，CLK，CP-T1，T1，CP的时间关系图。如果用一级与门实现CP=T2CLKCLK2，是否能产生导前于CP的工作脉冲。 CP=T2CLKCLK2#,时序信号及工作脉冲,CLK2CLK2CLKCLKCP-T1T1T2C
9、P(工作脉冲)CP1CP+CP1,CP-T1=CLKCLK2CP=T2CLKCLK2CP1= T1CLKCLK2CP+CP1=CLKCLK2,D触发器的D输入端连接自己的Q,在触发脉冲作用下实现翻转计数。,时序信号及工作脉冲,CLK2CLK2#CLKCP-T1=CLKCLK2T1T2CP=T2CLKCLK2CP=T2CLKCLK2,第六章 习题,6.4 分析图6.16中对信号有何要求，说明原因。如不能满足要求，则电路如何修改。,0 1D C,T2 T1,0 1D C,CLK,CLK2,CP-T1,ready,T1,按照上述电路，当T1+ready时，允许CLK2CLK信号输出到CP-T1：因此
10、，只要T1高电平，或者ready=1(相当于ready=0,准备好)时,允许CP-T1发出CP-T1=(CLKCLK2(ready+T1),时序信号及工作脉冲,CLK2CLK2#CLKT1T2ReadyCLK2#CP-T1ReadyCLK2#CP-T1,第六章 习题,修改电路，产生T1(T2)的触发器，采用时刻都有触发脉冲，而通过控制D端确定触发器是否翻转。说明：T1=1时，无论ready为0或1都翻转； T1=0时，如果ready=0就不翻转，ready=1（准备好）就翻转,逻辑表达式：DT1ready=T2ready由于T2=T1采用脉冲同步触发方法，只有在脉冲的上升沿时刻，D的输入状态决
11、定了电路是否翻转，大大减少了不稳定的时间段,第六章 习题,修改后电路。,0 1D C,T2 T1,0 1D C,CLK,CLK2,ready,时序信号及工作脉冲,CLK2CLK2#CLKT1T2ReadyReady,对信号的要求，对信号的宽度要求不严要求，但ready信号一定要覆盖CLK2的上升沿(红色的时刻)。,第六章 习题,6.6 某机有8条微指令I1I8,如图。A-j分别对应10种不同的微命令信号。假设控制字段为8位，请安排微指令控制字段格式。,8位控制位，至少需要3个互斥信号为一组占2位，2组可以表示6个信号，剩下4个用直接控制。如果能找到4个以上的互斥信号，可以占3位。采用排除法，从aj,一个个去试。a: 发现只有i合适,无法构成3个互斥信号组，放弃a；b: 发现可以和i,j构成互斥信号组，其他不行；以后可不考虑i,j；c: 无法与剩余的信号构成3个以上的互斥信号组，放弃c；d: 无法与剩余的信号构成3个以上的互斥信号组，放弃d；e：可以和f,h构成互斥信号组。g: 只剩下g，占用一位直接控制。,第六章 习题,最后的微指令控制字段格式安排如下：,0：不操作 0：不操作 0：不操作 0：不操作 00：不操作 00：不操作1: a 1: c 1: d 1: g 01: e 01: b 10: f 10: i 11: h 11: j,
