Синтез быстродействующих автоматов

В автоматах Мура, которые рассмотрены в предыдущих параграфах, все пе­реходы из одного состояния в другое происходят за время 2 τ, где τ – длительность тактовых импульсов. Однако длительность выходных сигналов { c } определяется величиной периода следования импульсов синхронизации и равно (T – 2 τ), т.к.

a(t + 1) = F₂(a(t), { α }) c (t) = F₁(a(t)).

Для выполнения этих условий в схеме F₁(a(t)) предусмотрен отдельный де­шифратор (рис. 61) с подачей на вход синхронизации сигнала логической «1» от источника питания Е. Это позволяет за счет выбора величины T формировать ко­манды управления такой длительности, которая необходима для «срабатывания» исполнительных устройств (реле, пускатели двигателей и др.). Т.е. в автоматах Мура сигналы τ определяют лишь быстродействие переходов a(t)→a(t + 1), а дли­тельность периода Т определяет время действия команд управления.

Для многих отраслей применения в области радиотехники, связи, вычисли­тельной и измерительной техники выходные команды управления могут быть по длительности такими же, как длительность сигналов синхронизации τ, а повыше­ние быстродействия таких автоматов связано с уменьшением величины τ за счет выбора более быстродействующих интегральных схем.

Такие автоматы можно построить, переходя к другой структурной схеме. Обобщенная запись функционирования автоматов Мили имеет вид:

c (t + 1) = F₁(a(t), { α }); a(t + 1) = F₂(a(t), { α }).

Здесь a(t + 1) и c (t + 1) зависят как от а(t), так и от { α }. Для автоматов Мили не­сколько меняется процедура синтеза.

Рассмотрим снова ГСА рис. 57 и произведем разметку ГСА по-другому. Не будем отмечать каждый оператор (кроме логических), как это делалось для авто­матов Мура, а обозначим с помощью меток а _i каждый переход а _i →а _j. На рис. 57 разметка переходов а _i (t)→а _j (t + 1) показана в виде черты после соответствующего оператора а _i (t). Тогда получим отмеченную ГСА для построения графа переходов рис. 66, на котором через «черточку» указаны выходные сигналы, формируемые автоматом при осуществлении переходов а _i →а _j. Сравнивая графы рис. 59 и рис. 66 для одной и той же ГСА рис. 3.5 (но по-разному размечен­ной, как видно из рис. 57), можно заметить следующие отличия:

- уменьшилось число состояний (для примера с 10 до 8);

- выходные сигналы автомата «приписаны» не состояниям, а переходам и зави­сят как от номера предыдущего состояния, так и от значения логического условия, определяющего переход.

Первое отличие в большинстве случаев не носит принципиального характера, т.к. уменьшение числа состояний в процентном соотношении незначительное. Хотя для рассматриваемого примера это уменьшение всего лишь на 20 % оказа­лось существенным, т.к. в автомате Мура число двоичных переменных кодов со­стояний a (t) равно 4 (Z₃Z₂Z₁Z₀), а для автомата Мили равно 3 (Z₂Z₁Z₀).

Однако существенно второе отличие, т.е. зависимость c (t + 1) = F₁(a(t),{ α }). Для автоматов Мили структурная схема примет вид рис. 65. На рис. 65 показано, что конкатенация { α }{Z} подается одновременно как на схему, реализующую систему булевых функций F₁, так и на схему F₂. Входы у них общие, а выходы раз­личны: F₁ формирует множество сигналов { c }, а F₂, соответственно, {S}. Выпишем из графа рис. 66 булевы функции F₁и F₂. Для рассматриваемого примера получим табл. 27.

Рис. 65

Таблица 27

F2	F1
f 0= τ a7
f 1=
f 2 = τ a1
f 3 =	c 3 ,c 4 = f 3
f 4 = τ a3
f 5 = τ a4
f 6 = τ a5	c 7 = f 5+ f 0
f 7 = α 3 τ a6	c 8 = f 6
	c 9­ = f 0

Как видно из табл. 27, хотя на структурной схеме автомата Мили комбина­ционные схемы F₁иF₂ изображены как независимые, фактически они имеют одни и те же переменные и связаны между собой общими «конституентами». Поэтому в автомате Мили может реализовываться одна единая комбинационная схема F как система функции F₁ и F₂ с двумя выходами { f } и { c }.

Рис. 66

В случае двоичного кодирования выходы F будут определять множества вы­ходных переменных { c } и {S}.

Принцип функционирования автомата Мили не отличается от такового для автомата Мура, но выходные сигналы автомата Мили будут действовать только в период существования синхроимпульса τ. При этом быстродействие автомата Мили определяется величиной 2 τ.

В том случае, когда приходится работать на предельных частотах выбранной элементной базы, а быстродействие автомата желательно повысить, осуществля­ется переход к организации памяти автомата по схеме рис. 60. Тогда выходные сигналы будут формироваться как во время τ, так и во время действия сигнала .

Рассмотрим также вопросы синтеза более сложных автоматов, в которых происходит перестройка автомата в процессе работы с одного типа памяти на другой. Как уже указывалось, если большая часть переходов а _i → а _j выполняется по условию а(t + 1) = , то может быть использован счетчик в качестве памяти автомата. Однако в этом случае счетчик работает в двух режимах:

– действительно как счетчик (суммирующий или суммирующий и вычитающий);

– или как простой запоминающий регистр кода а(t) с параллельным парафазным вводом информации с регистра, хранящего код а(t + 1).

Организация процесса синхронизации при переходе с одного режима на другой, а также организация «обнуления» кода а(t + 1) при каждых тактах и имеет свою специфику.

Пусть алгоритм управления операционным устройством представлен в виде рис. 67.

Перейдем к графу автомата рис. 68. Как видно из рис. 68, переходы подчиняются правилу а(t + 1) = , т.е. для всех этих переходов простейшей реализацией является суммирующий счетчик.

Имеется всего несколько переходов, которые необходимо реализовать схемным путем, т.е.

f ₀ = f ₄ = f ₉ = f ₁₂ =

Нетрудно видеть, что f ₀ – это всего лишь 11-й выход дешифратора в типовой адресной комбинационной схеме автомата. Для реализации f ₉ потребуется одна схема «ИЛИ», объединяющая 8-й и 12-й выходы DC, а для реализации функций f ₄ и f ₁₂ понадобится по одной двухвходовой схеме «И».

Рис. 67. Алгоритм управления операционным устройством

Рис. 68. Граф переходов автомата управления

На рис. 69 приведена структурная схема автомата Мура с памятью состояний в виде счетчика (10). Автомат состоит из следующих блоков: генератора импульсов ГИ (1), выход которого, помеченный сигналом τ, образует последовательную цепь в виде схемы И (2), линии задержки из двух элементов «НЕ» (3, 4), дешифратора (5), комбинационной схемы КСхF₂ (12) с выходными микрооперациями , соединяемыми с операционным устройством ОУ (13). Логические сигналы автомата являются вторыми входами КСхF₁ (6) с выходом f_сч, соединяемым через схему задержки из двух «НЕ» (14, 15) со входом схемы И (16), выход которой соединен со счетным входом счетчика (10). Второй выход ГИ (1), помеченный символом через схему задержки НЕ (17, 18) соединен с первым входом схемы И (19), выход которой подается на входы синхронизации схем И (9).

Рис. 69. Структурная схема автомата управления со счетчиком

Включение автомата в работу производится сигналом «ПУСК», который подается на единичный вход триггера (20). Выход Q подается на вторые входы схем И (2), И (19), а останов производится сигналом «ОСТ» или сигналом f ₀ через схему ИЛИ (21). Переключение режима работы автомата на счетный режим С_ч (10) или использование его (С_ч 10) как параллельного регистра производится независимым триггером (22).

Функционирование такой схемы начинается с установки нулевого состояния С_ч (10) сигналом с ₀ и командой «ПУСК», по которой триггер (20) «приоткрывает» потенциалом Q схемы И (2) и И (19). Первый же импульс τ устанавливает триггер (22) в состояние 1, через схему И (2) устанавливает в нулевое состояние Рг (8) и через задержку НЕ (3, 4) опрашивает дешифратор DC1 (5), и комбинационная схема КСхF₁ (6) формирует либо один из сигналов f ₀, f ₁, …, f_m, либо сигнал f _сч. Сигналы f _сч и f ₀, f ₁, …, f_m являются взаимоисключающими.

Если сформируется один из сигналов f_i, то автомат с памятью из двух регистров, функции верхнего а(t) при этом выполняет счетчик.

Если же сформируется сигнал f _сч, то триггер (22) переводится в нулевое состояние, при этом «приоткрывается» схема И (16) для пропуска через задержку НЕ (14, 15) сигнала f _сч на суммирующий вход С_ч (10) и снимается разрешающий потенциал триггера (22) со схемы И (19), чтобы не было одновременно параллельной переписи состояния Рг (8) на тот же С_ч (10), т.к. он в это же время работает в режиме суммирования.

В остальном работа автомата производится так же, как и описывалось ранее, т.е. до перехода автомата снова в нулевое состояние, при котором сигналом f ₀ автомат отключит сам себя от источника импульсов синхронизации ГИ (1). Как видно из сравнения рис. 61 и рис. 69, использование С_ч (10) в качестве памяти усложнило функциональную подсистему автомата за счет введения триггера (22) и трех схем задержки НЕ (3, 4), НЕ (14, 15), НЕ (17, 18), однако при этом существенно упростилась адресная подсистема за счет формирования не всех f_i (), а только нескольких из этого списка функций, обеспечивающих переходы, не отвечающие правилу счетчика.

Изменения информационной подсистемы за счет замены Рг а(t) на С_ч а(t) не носят принципиального характера.

Функциональная подсистема (DC2 (11) и КСхF₂ (12)) и логическая подсистема ОУ (13) не изменились по сравнению с классическим вариантом реализации автомата Мура.

Контроль и диагностика автоматов управления

Автоматы для систем управления технологическими процессами или системами мехатроники могут составлять >40 % объема электронного оборудования для обработки информации датчиков и выдачи исполнительных команд. Более того, остальные 60% не будут функционировать или могут выдать не ожидаемую последовательность команд (в ряде случаев катастрофическую, например, для пожаро- и взрывоопасных производств), если автомат частично неисправен.

Для контроля автоматов существуют два подхода:

– тестовая проверка работоспособности* перед включением его в работу;

– динамический контроль правильности выдачи управляющих сигналов в процессе его функционирования.

Тестовый контроль требует наличия определенного запаса времени и годится только для систем, допускающих большие «простои» времени функционирования.

Для так называемых систем реального времени приемлем лишь динамический контроль. Для его реализации предложено несколько подходов [39, 45], в частности, код с m единицами в n разрядах (m C n).

В работах [16, 21, 23] автором предложен метод модификации кода m C n, обладающего всеми его преимуществами и позволяющего как существенно упростить схему контроля, так и снизить разрядность представления а(t) в коде m C n [**].

Идея основана на использовании так называемого геометрического кода [16].

Рассмотрим пример. Пусть задан восьмиразрядный двоичный код 11.01.10.00. Разделим его по два разряда и каждые два разряда переведем в унитарный код, тогда получим 16-разрядный код в виде 1000.0010.0100.0001. В этом коде, как видим, всего 4 единицы, а любой другой код будет отличаться от рассматриваемого только положением единиц в каждой из групп из 4-х разрядов. Тогда проверка правильности есть проверка наличия одной единицы в каждой группе. На этом принципе основан контроль в ПЗУ в работе [19].

Для контроля автоматов оставим три разряда в группе, чтобы были допустимы комбинации 100, 010, 001. Этот код назван модифицированным геометрическим кодом МГК. При обратном переходе к двоичному позиционному коду получим 11, 10, 01, а комбинация 00 будет отсутствовать (модифицированный двоичный код).

Рассмотрим предыдущий пример автомата с 13 состояниями, получим другую таблицу кодирования (табл. 28).

Как видно из таблицы, вместо ДПК для представления а(t) может быть использован МДК, при этом число разрядов увеличится в 1,5 раза (но не в 2 и более, как в коде m C n). При этом признаком правильности кода а(t) является отсутствие комбинации 00 в любой из 2-разрядных групп. На выходе КСхF₁ целесообразно формировать МГК, тогда признаком правильности являются:

1 – наличие только одной единицы в группе;

2 – отсутствие комбинации 000 в группе;

3 – отсутствие комбинации 11 в соседних группах, т.е. старший разряд предыдущей группы и младший разряд последующей одновременно не равны «1».

На рис. 70 схема контроля k (t + 1) проверяет наличие признаков 1, 2, 3 и формирует сигнал ошибки W; при его отсутствии сигнал дает разрешение на блок схем «И» (6) для передачи кода а(t + 1) на регистр а(t + 1) – (7).

Схема KD (t) – (21) формирует признак «00» в коде а(t), и при его наличии блок индикации БИ (25) также оповещает об ошибке функционирования автомата. На рис. 70 адресная, функциональная и информационная подсистемы автомата обозначены традиционно для автомата Мура, а управляющая представлена обобщенно в виде блока синхронизации СС (15). При этом код а(t) представлен в виде МДК х ₀, х ₁, …, х_р, а код а(t + 1) в виде МГК y ₀, y ₁, …, y _г.

Таблица 28

№	ДПК	МГК	МДК
		001.001.001	01.01.01
		001.001.010	01.01.10
		001.010.010	01.10.10
		001.010.001	01.10.01
		001.010.100	01.10.11
		010.010.100	10.10.11
		010.010.010	10.10.10
		010.010.001	10.10.01
		010.100.001	10.11.01
		010.100.010	10.11.10
		010.100.100	10.11.11
		100.100.100	11.11.11
		100.100.010	11.11.10

На этом принципе построен самоконтролируемый автомат [21] со структурной схемой рис. 70.

Рис. 70. Самоконтролируемый автомат управления

Преобразование кода МГК а(t + 1) в код МДК а(t) производится специализированным шифратором CD (5). Решение, предложенное в работе [21], является простым по реализации и наиболее эффективным по результату контроля и диагностики, по сравнению с устройством, использующим код m C n.

Глава 4