- •Ответы плис
- •Программируемые логические матрицы.
- •Сложные программируемые логические устройства.
- •Программируемые пользователем вентильные матрицы.
- •Система на кристалле.
- •Правила комбинационной композиции. Недопустимое значение: х. Третье состояние: z. Шины с тремя состояниями.
- •Базовые комбинационные блоки.
- •Дешифраторы
- •Временные характеристики комбинационных схем.
- •Импульсные помехи.
- •Последовательностные схемы. Бистабильная схема.
- •Сравнение d-защелки и d-триггера. Регистры.
- •Сравнение d-защелки и d-триггера
- •Регистры
- •Проектирование синхронных логических схем. Синхронизация.
- •Ограничение времени изменения входов.
- •Ограничение времени предустановки. Ограничение времени удержания.
- •Ограничение времени предустановки
- •Ограничение времени удержания
- •Синхронизаторы.
- •Обобщенное представление конечного автомата.
- •Автомат Мили.
- •Автомат Мура.
- •Автомат Мура с регистровым выходом.
- •Этапы проектирования ка:
- •Декомпозиция конечных автоматов
- •Прямой код
- •Знаковое расширение.
- •Одноразрядный сумматор. Сумматор с последовательным переносом.
- •Полусумматор.
- •Сумматоры с последовательным переносом
- •Сумматор с ускоренным групповым переносом.
- •Префиксный сумматор.
- •Устройство вычитания. Компаратор. Устройство сдвига.
- •Устройство сдвига как умножитель и делитель. Устройство умножения.
- •Способы представления дробных чисел. Числа с фиксированной точкой.
- •Представление числа с плавающей точкой. Суммирование чисел с плавающей точкой.
- •Счетчики.
- •Сдвигающий регистр.
- •Маршруты проектирования цф в плис.
- •Проектирование ких фильтров с учетом архитектурных особенностей плис.
- •Основные блоки в архитектуре плис Xilinx 7-ой серии.
Префиксный сумматор.
Префиксный сумматор развивает логику генерации и распространения сумматора с ускоренным переносом для еще более быстрого выполнения операции сложения. Сначала он вычисляет G и P для пар разрядов, далее для блоков из 4-х разрядов, затем для блоков из 8-ми, 16-ти и т. д. разрядов, пока сигнал генерации не будет известен для каждого разряда. Сумма определяется всеми сигналами генерации.
Иначе говоря, стратегия префиксного сумматора заключается в вычислении входного сигнала переноса Ci-1 для каждого разряда так быстро, насколько это возможно. Затем по формуле вычисляется сумма: Si = (Ai ⊕ Bi) ⊕ Ci–1
Определим разряд i = –1 для вычисления Cin: G–1 = Cin и P–1 = 0. Следовательно, Ci–1 = Gi–1:–1, так как выходной сигнал переноса (i–1)-го разряда будет активным, если блок, охватывающий разряды от i–1 до –1, генерирует перенос. Полученный перенос генерируется или в разряде (i–1), или в предыдущем разряде и затем распространяется дальше.
Тогда сумма: Si = (Ai ⊕ Bi) ⊕ Gi–1:–1
Таким образом, основной проблемой является быстрое вычисление всех блоковых сигналов генерации G-1:-1, G0:-1, G1:-1, G2:-1, . . . , GN-2:-1.
Эти сигналы вместе с P-1:-1, P0:-1, P1:-1, P2:-1, . . . , PN-2:-1 называют префиксными.
Пример 16 разрядного префиксного сумматора:
Работа начинается с предварительного формирования сигналов Pi и Gi для всех разрядов Ai и Bi с использованием элементов И и ИЛИ. Затем используется log2N = 4 уровня черных ячеек для формирования префиксов Gi:j и Pi:j. Черная ячейка принимает входы из верхней части блока, соответствующего битам i:k, и из нижней части блока, соответствующего битам k–1:j. Затем эти части объединяются для формирования сигналов генерации и распространения всего блока, соответствующего битам i:j.
Блок, соответствующего битам i:j, будет генерировать сигнал переноса, если верхняя часть генерирует перенос или если она распространяет перенос, сгенерированный в нижней части. Блок будет распространять перенос, если и верхняя, и нижняя части распространяют его.
В итоге, префиксный сумматор вычисляет сумму на основе уравнения Si = (Ai ⊕ Bi) ⊕ Gi–1:–1
Таким образом, задержка префиксного сумматора достигает значения, которое растет с числом разрядов сумматора логарифмически, а не линейно. Ускорение значительно, особенно для сумматоров, имеющих 32 и более разрядов. Такой сумматор использует существенно больше аппаратных средств, чем простой сумматор с ускоренным переносом. Сеть черных ячеек называется префиксным деревом.
Критический путь N-разрядного префиксного сумматора включает в себя предварительное вычисление Pi и Gi, за которым следует log2N каскадов черных ячеек для получения всех префиксов. Затем сигналы Gi-1:-1 обрабатываются финальными элементами «исключающее ИЛИ» в нижней части схемы для получения сигнала Si. Задержка N-разрядного префиксного сумматора равна
где tpg_prefix – задержка черной префиксной ячейки