Rechnerstrukturen. Michael Engel und Peter Marwedel. Sommer TU Dortmund, Fakultät für Informatik

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1 Rechnerstrukturen Michael Engel und Peter Marwedel TU Dortmund, Fakultät für Informatik Sommer 2014 Folien a. d. Basis von Materialien von Gernot Fink und Thomas Jansen 19. Mai /43

2 1 Sequenzielle Schaltungen Modellierung mit Automaten 2 Synchrone Schaltwerke Einleitung Flip-Flops 3 Schaltwerk-Entwurf Einleitung von Neumann-Addierwerk 2/43

3 Automaten Wunsch formales Modell eines Automaten Was ist überhaupt ein Automat? Beispiele Getränke-Automat einfache Ampelsteuerung Steuerung einer Waschmaschine Gegenbeispiele Geldspielautomat wegen der Zufalls-Komponente Computer zu komplex Mensch für uns nicht formal beschreibbar 3/43

4 Automatenmodell Grobbeschreibung verarbeitet eine Eingabe erzeugt eine Ausgabe ist in einem Zustand arbeitet in Takten arbeitet deterministisch (exakt vorhersagbar) jetzt exakte, formale Beschreibung 4/43

5 Definition Mealy-Automat Definiton 19 Ein Mealy-Automat M = (Q,q 0,Σ,,δ,λ) ist definiert durch: endliche Zustandsmenge Q Startzustand q 0 Q endliches Eingabealphabet Σ endliches Ausgabealphabet Zustandsüberführungsfunktion δ: Q Σ Q Ausgabefunktion λ: Q Σ {ε} In einem Takt mit aktuellem Zustand q und Eingabesymbol w schreibt der Automat λ(q,w), wechselt der Automat in den Zustand δ(q,w). 5/43

6 Beispiel Mealy-Automat Q = {q 0,q 1,q 2 }, Σ = {0,1}, = {a,b,c} 0/c q 1 0/a q 0 1/b 0/a 1/c 1/b q 2 Eingabe Ausgabe a b a c 6/43

7 Äquivalenz von Automaten Definition Zwei Mealy-Automaten heißen äquivalent, wenn sie für jede Eingabe w Σ die gleiche Ausgabe a erzeugen. klar Äquivalente Automaten können unterschiedlich groß sein. klar Man wünscht sich möglichst kleine Automaten. Anmerkung Komplexer Problemkreis, umfasst auch effiziente Minimierung von Automaten Näher i.d. Theoretischen Informatik (GTI/TIfAI) Hier: noch ein anderes (ähnliches!) Automaten-Modell 7/43

8 Definition Moore-Automat Definiton 20 Ein Moore-Automat M = (Q,q 0,Σ,,δ,λ) ist definiert durch: endliche Zustandsmenge Q Startzustand q 0 Q endliches Eingabealphabet Σ endliches Ausgabealphabet Zustandsüberführungsfunktion δ: Q Σ Q Ausgabefunktion λ: Q {ε} In einem Takt mit aktuellem Zustand q und Eingabesymbol w schreibt der Automat λ(δ(q,w)), wechselt der Automat in den Zustand δ(q,w). Unterschied zum Mealy-Automaten: Ausgabe Zustand 8/43

9 Mealy- und Moore-Automaten Beobachtung Zu jedem Moore-Automaten gibt es einen äquivalenten Mealy-Automaten. denn zu Moore-Automat A = (Q,q 0,Σ,,δ,λ) ist Mealy-Automat A = (Q,q 0,Σ,,δ,λ ) mit λ (q,w) := λ(δ(q,w)) offensichtlich äquivalent Beobachtung Zu jedem Mealy-Automaten gibt es eine äquivalenten Moore-Automaten. denn zu Mealy-Automaten A = (Q,q 0,Σ,,δ,λ) ist Moore-Automat A = (Q,q 0,Σ,,δ,λ ) mit Q := Q ( {ε}), q 0 := (q 0,ε), δ (q,w) = δ ((q,v),w) := (δ(q,w),λ(q,w)), λ(δ(q,w)) = λ ((q,v)) := v offensichtlich äquivalent 9/43

10 Einfacher Beispiel-Automat Aufgabe einfache Datenglättung Filtere isolierte Bits aus Datenstrom aus. klar Σ := {0,1}, := {0,1} Mealy-Automat 1/0 1/1 0/0 0? 1 1/1 0/0 0/1 übrigens Q := {0,1,?}, q 0 := 0 10/43

11 Äquivalente Automaten Bit-Filter Mealy-Automat 1/0 1/1 0/0 0? 1 1/1 Moore-Automat 0/0 0 0? 0 1 0/ ? /43

12 Automaten & Schaltungen: Synchr. Schaltwerke Erinnerung bi-stabile NAND-Kippstufe R S & P R t S t P t+2 Q t P t P t & Q 11/0 10/0 01/ /0 11/1 01/1 Q = {0,1}, q 0 = 0 Σ = {01,10,11} = {0,1} 12/43

13 Vergleich Automat und NAND-Kippstufe nicht getaktet R S & P R t S t P t+2 Q t P t P t & Q 11/0 10/0 getaktet 01/ /0 11/1 01/1 Q = {0,1}, q 0 = 0 Σ = {01,10,11} = {0,1} 13/43

14 Synchrone Schaltwerke ab jetzt getaktete Schaltwerke also Führe Taktsignal T ein verschiedene technische Möglichkeiten Pegelsteuerung: aktiv, wenn 1 anliegt positive Flankensteuerung: aktiv, wenn Wechsel von 0 nach 1 negative Flankensteuerung: aktiv, wenn Wechsel von 1 nach 0 digital-logische Ebene technisches Detail ignorieren 14/43

15 RS-Flip-Flop R T & & P R S Q 0 0 Q nicht erlaubt S & & Zustandstabelle NAND-Kippstufe R t S t P t+2 Q t nicht erlaubt Q t Q t Q Wertetabelle NAND x y x y /43

16 D-Flip-Flop D 1 R Q T T S Q R S Q 0 0 Q nicht erlaubt D Q Sinnlos? Verzögerung um 1 Takt Name Delay 16/43

17 JK-Flip-Flop K T J & & R T S Q Q R S Q 0 0 Q nicht erlaubt J K R S Q Q 0 1 Q Q Q Q Q positiv alle Eingaben erlaubt, sinnvolle Funktionalität, vielseitig 17/43

18 T-Flip-Flop T J Q Clk Clk K Q J K Q 0 0 Q Q T Q 0 Q 1 Q Name Toggle 18/43

19 Flip-Flops Wir haben also hier 4 verschiedene Flip-Flop-Typen Wozu brauchen wir eigentlich Flip-Flops? klar Realisierung von Speicher Was müssen wir für den Einsatz als Speicher wissen? klar gezielte Änderung von Speicherinhalten also Zustandstabellen eigentlich nicht interessant besser Ansteuertabellen etwas präziser Zustandstabelle Ansteuertabelle Ist-Zustand, Eingabe Zustand Soll-Zustand Eingabe Anmerkung Ansteuertabellen können don t care enthalten 19/43

20 Ansteuertabelle D-Flip-Flop Zustandstabelle D Q Ansteuertabelle Q alt Q neu D Beobachtung Ansteuerung D vom alten Zustand unabhängig 20/43

21 Ansteuertabelle T-Flip-Flop Zustandstabelle T Q 0 Q 1 Q Ansteuertabelle Q alt Q neu T Beobachtung Kenntnis des alten Zustands erforderlich 21/43

22 Ansteuertabelle RS-Flip-Flop Zustandstabelle R S Q 0 0 Q nicht erlaubt Ansteuertabelle Q alt Q neu R S Beobachtung wenn Zustand nicht wechselt, gibt es Freiheit in der Ansteuerung 22/43

23 Ansteuertabelle JK-Flip-Flop Zustandstabelle J K Q 0 0 Q Q Ansteuertabelle Q alt Q neu J K Beobachtung immer Freiheit in der Ansteuerung 23/43

24 Unvollständig definierte Ansteuerfunktionen Wir haben für RS-Flip-Flops und JK-Flip-Flops nur partiell definierte Ansteuerfunktionen Ist das ungünstig? Nein! Erinnerung Minimalpolynome für partiell definierte Funktionen Erinnerung Realisierungen können wesentlich einfacher sein Erinnerung Minimalpolynom für partiell definiertes f durch PI für f 1 und Überdeckung von f 0 24/43

25 Huffmann Schaltwerk-Modell ein allgemeines, formales Schaltwerkmodell x 1 x 2. x n Schaltnetz z 1 z 2. z m. w 1 w l Speicher y 1. y k Beobachtung führt Gelerntes über Schaltnetze, Flip-Flops und Automaten sinnvoll zusammen 25/43

26 Huffmann Schaltwerk-Modell etwas detaillierter x 1. x n. w 1. Ausgabe- Schaltnetz z 1... Ansteuer- Schaltnetz y 1. Speicher y k. w l z m 26/43

27 Schaltwerk-Entwurf Wunsch strukturierter Schaltwerk-Entwurf Was können wir überhaupt als Schaltwerk realisieren? klar alles, was als Automat beschrieben werden kann zum Beispiel Getränke-Automat Ampelsteuerung Waschmaschinen-Steuerung... Anmerkung Heuristiken und Erfahrung sind wichtig 27/43

28 Schritte beim Schaltwerk-Entwurf 0. Verstehen der Aufgabe 1. Spezifikation des Verhaltens (z. B. als Mealy-Automat) 2. Wahl der Coderierung von Eingaben, Zuständen, Ausgaben 3. Wertetabelle mit Eingaben, Zustand, Ausgaben, neuem Zustand 4. Wahl der Flip-Flop-Typen 5. Ergänzung der Wertetabelle um die Flip-Flop-Ansteuerung 6. Entwurf passender boolescher Funktionen 7. Entwurf passender Schaltnetze 8. Entwurf vollständiges getaktetes Schaltwerk 28/43

29 Beispiel zum Schaltwerk-Entwurf zur Einführung ein praktisches Beispiel hilfreich besonders gut verstandenes Problem Aufgabe Addition von zwei Betragszahlen Erinnerung wir haben Verfahren Größe Tiefe Schul-Methode 5n 2n Carry-Look-Ahead n 2 2log 2 n jetzt klein und flach mit einem Schaltwerk aber extrem langsam 29/43

30 Entwurf Addierwerk: Schritt 0 Schritt 0 verstehen der Aufgabe Wunsch Summanden bitweise eingeben Summe bitweise erhalten klar geht nur von rechts nach links Was muss man sich merken? klar nur den aktuellen Übertrag also 1 Bit 30/43

31 Entwurf Addierwerk: Schritt 1 Schritt 1 Spezifikation des Verhaltens Entscheidung Beschreibung durch Mealy-Automat Eingabealphabet Σ = {00, 01, 10, 11} Ausgabealphabet = {0, 1} Zustandsmenge Q = {0, 1} 01/1 10/1 00/0 11/ /1 01/0 10/0 11/1 31/43

32 Entwurf Addierwerk: Schritt 2 Schritt 2 Wahl der Codierung: Eingaben, Zuständen, Ausgaben klar im Allgemeinen (fast) jede Freiheit hier kanonische Codierung naheliegend q Q Codierung Codierung von Q w Σ Codierung Codierung von Σ w Codierung Codierung von /43

33 Entwurf Addierwerk: Schritt 3 Schritt 3 Wertetabelle Eingaben, Zustand, neuer Zustand, Ausgaben naheliegend Eingaben heißen x, y alter Zustand heißt c alt neuer Zustand heißt c neu Ausgabe heißt s c alt x y c neu s /43

34 Entwurf Addierwerk: Schritt 4 Schritt 4 Wahl der Flip-Flop-Typen Entscheidung JK-Flip-Flops Anmerkung nicht viele überzeugende Gründe weil es besonders viele Freiheiten erlaubt weil der Zustandswechsel nichts nahelegt weil es oft benutzt wird 34/43

35 Enturf Addierwerk: Schritt 5 Schritt 5 Ergänzung der Wertetabelle um Flip-Flop-Ansteuerung c alt x y c neu s J K Ansteuertabelle JK-Flip-Flop Q alt Q neu J K /43

36 Entwurf Addierwerk: Schritt 6 Schritt 6 Entwurf passender boolescher Funktionen c alt x y c neu s J K J(c alt,x,y) = x y K(c alt,x,y) = x y s(c alt,x,y) = c alt x y c alt 0 1 x y /43

37 Entwurf Addierwerk: Schritt 7 Schritt 7 Entwurf passender Schaltnetze c alt x y = 1 = 1 s J(c alt,x,y) = x y K(c alt,x,y) = x y s(c alt,x,y) = c alt x y & J 1 & K 1 37/43

38 Entwurf Addierwerk: Schritt 8 Schritt 8 Entwurf des vollständigen Schaltwerks x y T = 1 & = 1 s J Q T 1 & K Q Beobachung Eingabe (0, 0) im letzten Takt wichtig Initialisierung? Eingabe (0, 0) 38/43

39 Unser Addierwerk: Serien-Addierer Fazit addiert beliebig lange Betragszahlen ist sehr klein und flach ist sehr leicht zu initialisieren ist extrem langsam Warum ist das Schaltwerk so langsam? klar und bekannt wegen der Überträge Müssen Überträge so lange dauern? bekannt im Allgemeinen nicht (siehe Addierer) aber Bei bit-weiser Eingabe schon! 39/43

40 Über unsere Modelle Wir wissen schon Überträge werden nur manchmal lange weitergereicht. Kann man ein Schaltwerk bauen, dass nur manchmal langsam ist? Problem unsere Automaten können das zunächst nicht Beobachtung bei Mealy- und Moore-Automat bestimmt Länge der Eingabe die Anzahl der Rechentakte darum Modifikation des Automatenmodells neu Erlaube leere Eingabe ε und signalisiere Ende der Rechnung durch Rechenende-Zeichen Beobachtung Das ist fundamental neu für uns. Rechenzeit kann von der Eingabe abhängen (nicht nur von der Eingabelänge). 40/43

41 Auf dem Weg zum besseren Addierwerk Wie wollen wir vorgehen? Beobachtung Eingaben müssen sofort ganz zur Verfügung stehen sonst kann man nicht schneller sein also Eingabealphabet Σ = {0,1} 2n Eingabe x n 1 x n 2 x 1 x 0 y n 1 y n 2 y 1 y 0 {0,1} 2n interpretieren als x n 1 x n 2 x 0 + y n 1 y n 2 y 0 bekannte Idee zur Lösung Ersetze x und y durch x und y mit x +y = x +y so lange, bis y = 0 gilt. 41/43

42 Eine gute Idee verallgemeinern Erinnerung Wir kennen das schon vom Halbaddierer... x s HA y c mit x +y = 2c +s = (c0) 2 +s klar Das funktioniert auch für alle n Stellen parallel. y 3 x 3 y 2 x 2 y 1 x 1 y 0 x 0 HA HA HA HA c 3 s 3 c 2 s 2 c 1 s 1 c 0 s 0 x 3 x 2 x 1 x 0 = s 3 s 2 s 1 s 0 Üy 3 y 2 y 1 y 0 = c 3 c 2 c 1 c 0 0 Fortschritt? in y hinten neue 0 also nach n Takten y = 0 42/43

43 Noch offene Fragen Was ist mit dem Ü? klar potenziell kann in jedem Takt vorne ein Überlauf entstehen Also bis zu n Überläufe speichern? zum Glück nein Wir wissen höchstens 1 Überlauf insgesamt Wann ist die Rechnung fertig? klar Rechnung fertig y = 0 also done d = y 0 y 1 y n 1 = n 1 jetzt unsere Ideen zusammensetzen y i i=0 43/43