8位CPU的设计与实现
8位单片机结构
8位单片机结构8位单片机是一种常见的嵌入式微控制器，它具有8位宽的数据总线和地址总线，适用于各种控制和嵌入式系统。
本文将介绍8位单片机的结构，包括其组成部分和功能。
一、概述8位单片机由中央处理器（CPU）、存储器、输入输出（I/O）接口、定时器和串行通信接口等组成。
它可以执行各种指令，控制外围设备的操作，并处理数据。
二、中央处理器8位单片机的中央处理器通常采用精简指令集计算机（RISC）架构，具有较小的指令集和较短的指令周期。
它包括指令寄存器、程序计数器、算术逻辑单元（ALU）和状态寄存器等组件。
三、存储器8位单片机的存储器包括程序存储器和数据存储器。
程序存储器用于存储程序代码，数据存储器用于存储数据。
它们可以是闪存、EPROM、RAM等不同类型的存储器。
四、输入输出接口8位单片机的输入输出接口可以连接各种外围设备，如按键、LED、LCD、温度传感器等。
它们通过引脚与外围设备进行通信，并提供数据输入和输出的功能。
五、定时器8位单片机的定时器用于生成精确的时间延迟和定时事件。
它可以用于计时、脉冲宽度调制（PWM）、频率测量等应用。
定时器通常包括计数器和控制寄存器。
六、串行通信接口8位单片机的串行通信接口用于与其他设备进行通信，如串口通信、SPI（串行外围接口）通信、I2C（两线制串行通信）通信等。
它可以实现数据的发送和接收。
七、应用领域8位单片机广泛应用于各种控制和嵌入式系统，如家电控制、工业自动化、电子仪器、车载电子等。
它具有体积小、功耗低、成本低等优点，适合于资源受限的应用场景。
八、发展趋势随着技术的不断发展，8位单片机的性能不断提升，功能越来越强大。
同时，它也面临着来自32位单片机和ARM处理器等竞争对手的挑战。
总结：8位单片机是一种常见的嵌入式微控制器，具有8位宽的数据总线和地址总线。
它由中央处理器、存储器、输入输出接口、定时器和串行通信接口等组成。
它广泛应用于各种控制和嵌入式系统，并具有体积小、功耗低、成本低等优点。
sram bit 8个晶体管电路
sram bit 8个晶体管电路SRAM (Static Random Access Memory) 是一种基于晶体管的半导体存储器。
它不需要刷新电路，可以随时读写，速度快，应用广泛。
本文将介绍一个 SRAM 的 8 位单元电路，包含 8 个晶体管。
下面将详细介绍电路工作原理和实现方法。
一、SRAM 原理SRAM 是在 MOS (Metal-Oxide-Semiconductor) 可控电阻基础上发展起来的存储器，它的基本单元是一个双稳态电路。
这种电路可以在两种稳定状态之间切换，代表 1 或 0的存储状态。
具体来说，SRAM 的每个存储单元包括一个反相器（Inverter）和一个传输门（Transmission Gate）。
当传输门的开关控制引脚为高电平时，反相器的输出会被保存在传输门的存储电容器上；当传输门的开关控制引脚为低电平时，反相器的输出不会被保存在传输门上。
二、电路图及分析接下来介绍的是一个包含 8 个 SRAM 单元的电路图，如下所示：图中矩形框内部分为一个 SRAM 单元。
T1 和 T2 形成一个反相器，输出为 Q1；T3和 T4 形成另一个反相器，输出为 !Q1。
T5 和 T6 形成传输门，用来控制 Q1 的保存和释放。
T7 和 T8 形成传输门，用来控制 !Q1 的保存和释放。
在电路图中同时连接了 8 个 SRAM 单元，所以分别存在 Q1~Q8 和 !Q1~!Q8 两路电路。
Q1~Q8 构成一个 8 位字节的存储单元，用来保存数据，!Q1~!Q8 则是其补码。
当Q1~Q8 中的传输门为开状态（控制引脚为高电位），则存储的数据被保存在它们的电容器中。
当传输门为关状态（控制引脚为低电位），则数据可能会被改变或者保持不变。
8位CPU的设计与实现
计算机组成原理CPU 实验题目 8位的系统设计1115106046 号学魏忠淋姓名B 11电子班班级凌朝东指导老师华侨大学电子工程系8位CPU的系统设计一、实验要求与任务完成从指令系统到CPU的设计，编写测试程序，通过运行测试程序对CPU设计进行正确性评定。
具体内容包括：典型指令系统（包括运算类、转移类、访存类）设计；CPU结构设计；规则文件与调试程序设计；CPU调试及测试程序运行。
1.1设计指标能实现加减法、左右移位、逻辑运算、数据存取、有无条件跳转、内存访问等指令；1.2设计要求画出电路原理图、仿真波形图；二、CPU的组成结构三、元器件的选择1.运算部件(ALU)ALU181的程序代码：LIBRARY IEEE;USE IEEE.STD_LOGIC_1164.ALL;USE IEEE.STD_LOGIC_UNSIGNED.ALL;ENTITY ALU181 ISPORT (S : IN STD_LOGIC_VECTOR(3 DOWNTO 0 );A : IN STD_LOGIC_VECTOR(7 DOWNTO 0);B : IN STD_LOGIC_VECTOR(7 DOWNTO 0);F : OUT STD_LOGIC_VECTOR(7 DOWNTO 0);COUT : OUT STD_LOGIC_VECTOR(3 DOWNTO 0);M : IN STD_LOGIC;CN : IN STD_LOGIC;CO,FZ: OUT STD_LOGIC );END ALU181;ARCHITECTURE behav OF ALU181 ISSIGNAL A9 : STD_LOGIC_VECTOR(8 DOWNTO 0);SIGNAL B9 : STD_LOGIC_VECTOR(8 DOWNTO 0);SIGNAL F9 : STD_LOGIC_VECTOR(8 DOWNTO 0);BEGINB9 <= '0' & B ; A9 <= '0' & A ;PROCESS(M,CN,A9,B9)BEGINCASE S ISWHEN ぜ?尰=> IF M='0' THEN F9<=A9 + CN ; ELSE F9<=NOT A9; END IF;WHEN IF M='0' THEN F9<=(A9 or B9) + CN ; ELSEF9<=NOT(A9 OR B9); END IF;WHEN 0 => IF M='0' THEN F9<=(A9 or (NOT B9))+ CN ; ELSEF9<=(NOT A9) AND B9; END IF;WHEN 1 => IF M='0' THEN F9<= ; ELSEF9<= END IF;WHEN 0 => IF M='0' THEN F9<=A9+(A9 AND NOT B9)+ CN ; ELSE F9<=NOT (A9 AND B9); END IF;WHEN 1 => IF M='0' THEN F9<=(A9 or B9)+(A9 AND NOT B9)+CN ; ELSE F9<=NOT B9; END IF;WHEN 0 => IF M='0' THEN F9<=(A9 - B9) - CN ; ELSE F9<=A9 XOR B9; END IF;WHEN 1 => IF M='0' THEN F9<=(A9 or (NOT B9)) - CN ; ELSE F9<=A9 and (NOT B9); END IF;WHEN @0 => IF M='0' THEN F9<=A9 + (A9 AND B9)+CN ; ELSE F9<=(NOT A9)and B9; END IF;WHEN @1 => IF M='0' THEN F9<=A9 + B9 + CN ; ELSE F9<=NOT(A9 XOR B9); END IF;WHEN A0 => IF M='0' THEN F9<=(A9 or(NOT B9))+(A9 AND B9)+CN ;ELSE F9<=B9; END IF;WHEN A1 => IF M='0' THEN F9<=(A9 AND B9)- CN ;ELSE F9<=A9 AND B9; END IF;WHEN H0 => IF M='0' THEN F9<=(A9 + A9) + CN ; ELSEF9<= END IF;WHEN H1 => IF M='0' THEN F9<=(A9 or B9) + A9 + CN ; ELSEF9<=A9 OR (NOT B9); END IF;WHEN I0 => IF M='0' THEN F9<=((A9 or (NOT B9)) +A9) + CN ; ELSEF9<=A9 OR B9; END IF;WHEN I1 => IF M='0' THEN F9<=A9 - CN ; ELSEF9<=A9 ; END IF;WHEN OTHERS => F9<=END CASE;IF(A9=B9) THEN FZ<='0';END IF;END PROCESS;F<= F9(7 DOWNTO 0) ; CO <= F9(8) ;COUT<=END behav;ALU的原理图：2.微控制器实现信息传送要靠微命令的控制，因此在CPU 中设置微命令产生部件，根据控制信息产生微命令序列，对指令功能所要求的数据传送进行控制，同时在数据传送至运算部件时控制完成运算处理。
8位ALU设计
8位算术逻辑单元设计电子12-112060401248位算术逻辑单元设计1.概述算术逻辑单元(arithmetic and logic unit) 是能实现多组算术运算和逻辑运算的组合逻辑电路，简称ALU。
算术逻辑单元（Arithmetic&logical Unit）是中央处理器(CPU)的执行单元，是所有中央处理器的核心组成部分，由"And Gate"（与门）和"Or Gate"（或门）构成的算术逻辑单元，主要功能是进行二位元的算术运算，如加减乘(不包括整数除法)。
基本上，在所有现代CPU体系结构中，二进制都以补码的形式来表示。
通常而言，ALU具有对处理器控制器、内存及输入输出设备的直接读入读出权限。
输入输出是通过总线进行的。
输入指令包含一个指令字，有时被称为机器指令字，其中包括操作码，单个或多个操作数，有时还会有格式码；操作码指示ALU机要执行什么操作，在此操作中要执行多少个操作数。
比如，两个操作数可以进行比较，也可以进行加法操作。
格式码可与操作码结合，告知这是一个定点还是浮点指令；输出包括存放在存储寄存器中的结果及显示操作是否成功的设置。
如操作失败，则在机器状态字中会有相应的状态显示。
大部分ALU都可以完成以下运算∶整数算术运算（加、减，有时还包括乘和除），位逻辑运算（与、或、非、异或），移位运算。
2.ALU设计2.1设计目标设计要求该处理器的数据宽度是8bit，可以实现算术加法、算术减法、逻辑与、逻辑或、逻辑非、逻辑与非、逻辑或非和逻辑异或等8种运算。
2.2逻辑分析依照ALU的原理与逻辑结构原理图，用超前进位的方法能实现下面八种功能操作的4位ALU，并对电路进行封装。
设定：输入信号：A4-A1、B4-B1、F3-F1、低位进位端C0、（级联控制端G）；输出信号：S4-S1、进位C4 4位ALU的八种功能如下：把低位的进位连接到高一位的本位上，而当F3F2F1的值为001、011、101 时，C0的值为1，其余为0，于是C0应满足：C0=GF1/F1F2F3+C0/G。
8位ALU设计.doc
8位算术逻辑单元设计电子12-18位算术逻辑单元设计1.概述算术逻辑单元(arithmetic and logic unit) 是能实现多组算术运算和逻辑运算的组合逻辑电路，简称ALU。
算术逻辑单元（Arithmetic&logical Unit）是中央处理器(CPU)的执行单元，是所有中央处理器的核心组成部分，由"And Gate"（与门）和"Or Gate"（或门）构成的算术逻辑单元，主要功能是进行二位元的算术运算，如加减乘(不包括整数除法)。
基本上，在所有现代CPU体系结构中，二进制都以补码的形式来表示。
通常而言，ALU具有对处理器控制器、内存及输入输出设备的直接读入读出权限。
输入输出是通过总线进行的。
输入指令包含一个指令字，有时被称为机器指令字，其中包括操作码，单个或多个操作数，有时还会有格式码；操作码指示ALU机要执行什么操作，在此操作中要执行多少个操作数。
比如，两个操作数可以进行比较，也可以进行加法操作。
格式码可与操作码结合，告知这是一个定点还是浮点指令；输出包括存放在存储寄存器中的结果及显示操作是否成功的设置。
如操作失败，则在机器状态字中会有相应的状态显示。
大部分ALU都可以完成以下运算∶整数算术运算（加、减，有时还包括乘和除），位逻辑运算（与、或、非、异或），移位运算。
2.ALU设计2.1设计目标设计要求该处理器的数据宽度是8bit，可以实现算术加法、算术减法、逻辑与、逻辑或、逻辑非、逻辑与非、逻辑或非和逻辑异或等8种运算。
2.2逻辑分析依照ALU的原理与逻辑结构原理图，用超前进位的方法能实现下面八种功能操作的4位ALU，并对电路进行封装。
设定：输入信号：A4-A1、B4-B1、F3-F1、低位进位端C0、（级联控制端G）；输出信号：S4-S1、进位C4 4位ALU的八种功能如下：把低位的进位连接到高一位的本位上，而当F3F2F1的值为001、011、101 时，C0的值为1，其余为0，于是C0应满足：C0=GF1/F1F2F3+C0/G。
8位CPU总线采样记录仪的设计
４ ２・
《 测控技 术￣０ ２年 第 ３ ２１ １卷 第 ２期
８位 Ｃ Ｕ总 线 采 样 记 录仪 的 设 计 Ｐ
程 耀 林 ，魏 华 兵 ，伍 时促 ，王 锐 ，陈 锟
（ 中南 民族大学 电子信息工程学 院 ， 湖北 武汉 ４ ０７ ） ３ ０ ４
摘要 ： 计 了一种 ８位 Ｃ Ｕ 总线 采样 记 录仪 ， ５ 设 Ｐ 对 ｌ单 片机 总 线进 行 采样 ， 中提 取 如 下 ４种信 息并 存 从
Ｔｈｅ Ｄｅ ｉｎ ｆＢｕ ｔ ａ ｐｌ ｎ Ｓ ｏ ｉ ｎ ｔ ｕｍ ｅ ｏ ｓｇ ｏ ｓＤａ ａ Ｓ ｍ ｉ ａ ｄ ｔ ｒｎｇ Ｉ ｓｒ ｎｇ ｎｔｆ ｒ
ＣＰＵ ｔ ８ ｂｉ Ｓ ｗｉｈ ． ｔ ＢＵ
Ｃ ＨＥＮＧ ｏ ｌ ， ＥＩ Ｈｕ － ｉ ｇ Ｗ Ｕ Ｓ ｉＣ ， ＡＮＧ ｉ Ｃ Ｙａ —ｉ Ｗ ａ ｂ ｎ ， ｎ ｈ— Ｕ Ｗ Ｒｕ ， ＨＥ Ｋｕ Ｎ ｎ （ ｃ ｏｌ ｆ ｌ ｔ ｎｃａ ｄ Ｉｆ ｍ ｔ ｎ Ｅ ｇｎ ｅｉｇ Ｓ ｕｈＣ ｎｒｌ ｎ ｅｓ ｙｆｒ ａ ｏ ａ ｔ ｓ Ｗｕ ａ ３ ０ ４ Ｃ ｉ ） Ｓ ｈ ｏ ｏ ｅ ｒ ｉ ｎ ｎ ｒ ａｉ ｎ ｉ ｒ ， ｏ ｔ— ｅ ｔ ｉ ｒｉ ｔ ｎ ｌｉ ， ｈ ｎ４ ０ ７ ， ｈｎ Ｅ ｃｏ ｏ ｏ ｅ ｎ ａ Ｕ ｖ ｔ ｏ Ｎ ｉ ｉｅ ａ
储 ： 外程 序代 码 和地 址 、 片 片外 数据 存储 器的数据 和地 址 。 它基 于 Ａ ｔ ａ 司提 供 的 Ｄ ０开发 板 ， ｌｒ 公 ｅ Ｅ 外接
Ａ ８ Ｓ２单 片机 最 小 系统 ， Ｔ９５ 带触摸 Ｌ Ｄ和 ｓ Ｃ Ｄ卡 ， Ｆ Ｇ 内实现 总线采 集模 块 ， 同构 建 了一 个 Ｓ Ｐ 在 ＰＡ 共 ＯＣ 系统 ， 过 在 Ｎｏ 通 ｉ Ｉ ｓ Ｉ中运 行 的软件 对数据进 行 存储 、 处理 。测试 结 果表 明 ， 采集 的数 据 可使 用 Ｔ Ｔ文件 Ｘ
高速8位微处理器设计
高速8位微处理器设计陈明敏;易清明;石敏【摘要】针对当前MCS51指令集的微处理器指令执行效率低问题,设计一款高速微处理器.其特点是:首先,采用快速乘除器和基4快速除法器,其计算速度是传统乘法器和除法器计算速度的48倍;其次,采用32位指令总线,能一次从ROM读取4个字节,覆盖所有指令长度,减少取指周期数;此外,使用五级流水线,能在单周期完成大多数指令;在Altera EP3C16 FPGA芯片上进行物理验证,根据Dhrystone 2.1性能测试,在相同的时钟频率下其综合性能是传统MCS51微处理器的12倍.实验结果表明,通过上面3种改进方法,微处理器指令执行效率得到极大提高.【期刊名称】《计算机应用与软件》【年(卷),期】2016(033)001【总页数】4页(P240-243)【关键词】微处理器;快速除法器;快速乘法器;流水线【作者】陈明敏;易清明;石敏【作者单位】暨南大学信息科学技术学院广东广州510632;暨南大学信息科学技术学院广东广州510632;暨南大学信息科学技术学院广东广州510632【正文语种】中文【中图分类】TP331FPGA中嵌入式CPU有硬核和软核，目前嵌入硬核有高性能cortexA9双核。
嵌入式软核有Altera公司的NIOS，Xilinx公司的Micro Blaze，以及改进后的MCS51 IP核。
前两个都是免费的IP核，可灵活配置，但是需要用各自的编译器，且编译时间漫长，不便于修改，应用非常少。
嵌入式硬核只有高端器件上面才有，不适用于大多数要求，且价格昂贵。
随着SOC(System On Chip)技术发展，基于IP核的SOC设计有利于增加新功能和缩短上市时间的特点，越来越得到广泛地应用。
在单片机家族中MCS51是一种经典的单片机，历经30多年至今应用依然很广。
由于其占用逻辑资源少，在FPGA应用越来越广。
传统的MCS51引入了机器周期，每个机器周期需要12个时钟，每条指令需要不同的机器周期来完成。
教学型CPU的设计与实现
指令类 型按 照功能 可以分 为访 存指令 （ 即数 寻 立
址、 寄存器 寻址 、 寄存器 间接 寻址 ） 算术运 算 （ 、 只设计
了加 法 ） 指令 、 位指 令 、 辑运算 指 令 （ 移 逻 包括 与 、 、 或 非） 、转 移指令 （ 括条 件转移 指令和非 条件转 移指 包 令） 。根据上述 指令设计 ， 出指令操作码 编码表 ： 给
— — — — — — 一
暂存 器
控 制器
Ｔ ＿ ＿ｒ ． 广 ｒ ．
●访 存 指令 （ ３条 ， 立 即 数 寻 址 方 式 外 ） 加 法 除 、 指令 （ 条 ）逻辑与／ 指令 （ １ 、 或 ２条 ）
图 １ Ｐ 构 图 Ｃ Ｕ结
２ ＧＰ Ｕ指 令 及 状 态
０ ｌ ００
Ｍｖ Ｄ ［１ Ｒ］ 肿
，
源 寄存器 间接寻址 自加 ｌ 逻辑或 长跳转 ０ ｌ ０ｌ
脯ｖ ａ Ｒ－Ｒ］ ［０ Ｌ
３ 编 写 调 试 程 序
程序 功 能 ： 利用 循环 和分 支 ． 现 向内存 指定 的 实
１ ＣＰ 的 结构 Ｕ
实验模 拟典 型的 Ｃ Ｕ结 构 ．有 ４个 通用 寄存 器 Ｐ
Ｒ ～ ３ ８位 ） 程 序 计 数 器 Ｐ ８位 ）指 令 寄 存 器 Ｉ ０Ｒ （ 、 Ｃ（ 、 Ｒ （ ８位 ）Ａ Ｕ 数 据 暂 存 器 （ 、Ｌ ８位 ） 精 简 的 标 志 位 Ｚ （ 、 Ｆ１
２１ 指 令 的 执 行 过 程 ．
实验的 ｃ ｕ的指令执 行过程 如下 ： Ｐ
短跳转指令 （ 条 ） １
●双字节指令 （ ２条 ）
●取 指令 ： 据 程序 寄 存器 （ Ｃ） 依 Ｐ 的值 从 内存 中 读取 指令 ， 指令存入 指令 寄存 器 （Ｒ） 将 Ｉ ： ●指令译码 ： 指令寄存器 （Ｒ） 将 Ｉ 的值 送入译 码器 进行译码 ：
8位嵌入式CPU的AMBA TM wrapper设计
关键 词 ： ｏ ＡＭＢ ｒ ａ ｐ ｒＩ Ｓ Ｃ； Ａ ”ｗ ｐ ｅ ；Ｐ复 用 ； 入 式 Ｃ Ｕ 嵌 Ｐ
文章 编 号 ：０ ２ ８ ３ （０ ６ ３ — ０ ３０ 文 献 标 识 码 ： 中 图 分 类 号 ：Ｐ ６ ；Ｎ ７ １０ — ３ １２ ０ ）４ ０ ７ — ３ Ａ ３ ８ Ｔ ４ ｒ
维普资讯
嘲－ 产品 、 研发 ห้องสมุดไป่ตู้ 测试 ・
带 Ｆ带 带 Ｆ 苷 ｛
８ 位嵌入式 Ｃ Ｕ ￣Ａ Ａ ｗｒｐ ｅ 设计 Ｐ ＭＢ ａ ｐｒ
顾 叶华 ，曾晓 洋 ，韩 军
（ 复旦 大 学 专 用集成 电路 与 系统 国家重 点 实验 室， 海 ２ １ ０ ） 上 ０ ２ ３
Ａ Ａ 总线 通 过 ｗ ａｐ ｒ ＭＢ ｒｐ ｅ 交互 通 信 。因 此 ， 设 计 ｗａｐ ｒ首 要 ｐ ｅ，
先 需 了解 Ｃ Ｕ 和 ＡＭＢ Ｐ Ａ 总 线 。
Ｃ Ｕ有 ８位 的 ８ ５ 和 ３ Ｐ ０ｌ ２位 的 ＭＩＳ Ａ Ｍ７ Ａ Ｍ Ｐ 、 Ｒ 、 Ｒ ９等 。 采 用 ３ 的 Ｃ Ｕ是 当前 没计 的 主流 ， 成 本 比较高 ， 易得 到广 泛 ２位 Ｐ 但 不
8位CPU设计与实现
计算机组成原理论文姓名：某某班级：计科一班学号：8位CPU的设计与实现论文CPU 的重要功效是履行指令,控制完成盘算机的各项操纵,包含运算操纵.传送操纵.输入/输出操纵等.作为模子盘算机设计,将重点放在存放器组,采纳较简略的构成模式,以尽量简练的设计帮忙读者控制CPU 的基起源基础理.此次设计CPU就是为了懂得CPU运行的道理,从而完成从指令体系到CPU的设计,并且经由过程仿真对CPU设计进行准确性评定.症结词：CPU,设计指标,电路道理图,运算部件,存放器组,模子机指令体系,微敕令序列,数据通路1. 设计的义务与请求1.1设计指标1. 能实现IN(输入).ADD（二进制加法）.STA（存数）.OUT（输出）.JMP（无前提转移）这五种指令;2. 全部体系能正常稳固工作.1.2 设计请求1. 画出电路道理图;2.写出设计的全进程,附上有关材料和图纸(也可直接写在相干章节中),有心得领会.2. 计划论证与选择CPU的体系计划CPU 重要由算术逻辑单元ALU,数据暂存存放器DR1.DR2,数据存放器R0～R2,程序计数器PC,地址存放器AR,程序/数据存储器MEMORAY,指令存放器IR,微控制器uC,输入单元INPUT 和输出单元OUTPUT 所构成.图中虚线框内部分包含运算器.控制器.程序存储器.数据存储器和微程序存储器等,实测时,它们都可以在单片FPGA 中实现.虚线框外部分主如果输入/输出装配,包含键盘.数码管.LCD 显示器等,用于向CPU 输入数据,或CPU 向外输出数据,以及不雅察CPU 内部工作情形及运算成果.1．运算部件运算部件的义务是对操纵数进行加工处理.重要由三部分构成：（1）输入逻辑.（2）算术/逻辑运算部件ALU.（3）输出逻辑2．存放器组盘算机工作时,CPU 须要处理大量的控制信息和数据信息.例如对指令信息进行译码,以便产生响应控制敕令对操纵数进行算术或逻辑运算加工,并且根据运算成果决议后续操纵等.是以,在CPU 中须要设置若干存放器,临时存放这些信息.在模子CPU中,存放器组由R0.R1.R2 所构成.3．指令存放器指令存放器（IR）指令存放器指令存放器（IR）用来存放当前正在履行的指令,它的输出包含操纵码信息.地址信息等,是产生微敕令的重要逻辑根据.4．程序计数器程序计数器（PC）程序计数器程序计数器也称指令指针,用来指导指令在存储器中的存放地位.当程序次序履行时,每次从主存掏出一条指令,PC 内容就增量计数,指向下一条指令的地址.增量值取决于现行指令所占的存储单元数.假如现行指令只占一个存储单元,则PC 内容加1;若现行指令占了两个存储单元,那么PC 内容就要加2.当程序须要转移时,将转移地址送入PC,使PC 指向新的指令地址.是以,当现行指令履行完,PC 中存放的老是后续指令的地址;将该地址送往主存的地址存放器AR,即可从存储器读取下一条指令.5．地址存放器CPU 拜访存储器,起首要找到须要拜访的存储单元,是以设置地址存放器（AR）来存放被访单元的地址.当须要读取指令时,CPU 先将PC 的内容送入AR,再由AR将指令地址送往存储器.当须要读取或存放数据时,也要先将该数据的有用地址送入AR,再对存储器进行读写操纵.6．标记存放器标记存放器F是用来记载现行程序的运行状况和指导程序的工作方法的,标记位则用来反应当前途序的履行状况.一条指令履行后,CPU 根据履行成果设置响应特点位,作为决议程序流向的断定根据.例如,当特点位的状况与转移前提相符时,程序就进行转移;假如不相符,则次序履行.在后面将要介绍的较庞杂模子盘算机设计中设置了两个标记位：进位Fc.零位Fz.实现信息传送要靠微敕令的控制,是以在CPU 中设置微敕令产生部件,根据控制信息产生微敕令序列,对指令功效所请求的数据传送进行控制,同时在数据传送至运算部件时控制完成运算处理.微敕令产生部件可由若干组合逻辑电路构成,也可以由专门的存储逻辑构成.产生微敕令的方法可分为组合逻辑控制方法和微程序控制方法两种.在本章所介绍的8 位模子CPU 设计中,采取微程序控制方法经由过程微程序控制器和微指令存储器产生微敕令,是以此CPU 属于庞杂指令CISC CPU.盘算机的工作经常是分步履行的,那么就须要有一种时光旌旗灯号作为分步履行的标记,如周期.节奏等.节奏是履行一个单步操纵所需的时光,一个周期可能包含几个节奏.如许,一条指令在履行进程中,根据不合的周期.节奏旌旗灯号,就能在不合的时光发出不合的微敕令完成不合的微操纵.周期.节奏.脉冲等旌旗灯号称为时序旌旗灯号,产生时序旌旗灯号的部件称为时序产生器或时序体系,它由一组触发器构成.由石英晶体振荡器输出频率稳固的脉冲旌旗灯号,也称时钟脉冲,为CPU 供给时钟基准.时钟脉冲经由一系列计数分频,产生所需的节奏（时钟周期）旌旗灯号.时钟脉冲与周期.节奏旌旗灯号和有关控制前提相联合,可以产生所需的各类工作脉冲.模子机指令体系一条指令必须包含下列信息：操纵码.操纵数的地址.操纵成果的存储地址.下一条指令的地址.指令的根本格局op-code 为操纵码,rs为源存放器,rd 为目标存放器存放器操纵数模子机指令体系,及其指令编码情势设模子机指令体系中包含有五条根本指令,分为算术运算指令.存取指令和控制转移指令等三种类型.五条机械指令分离是：IN（输入）.ADD（二进制加法）.STA（存数）.OUT（输出）.JMP（无前提转移）.IN 为单字长（8 位二进制）,其余为双字长指令,XX H 为addr对应的十六进制地址码.拟定指令流程和微敕令序列（盘算机设计中最症结步调）1．微程序控制概念（1）微敕令和微操纵一条机械指令可以分化成一个微操纵序列,这些微操纵是盘算机中最根本的,不成再分化的操纵.在微程序控制的盘算机中,将控制部件向履行部件发出的各类控制敕令叫做微敕令,它是构成控制序列的最小单位.是以,微敕令是控制盘算机各部件完成某个根本微操纵的敕令.微敕令和微操纵是一一对应的.微敕令是微操纵的控制旌旗灯号,微操纵是微敕令的操纵进程.微敕令有兼容性和互斥性之分.兼容性微敕令是指那些可以同时产生,配合完成某一些微操纵的微敕令;而互斥性微敕令是指在机械中不许可同时消失的微敕令.兼容和互斥都是相对的,一个微敕令可以和一些微敕令兼容,和另一些微敕令互斥.对于单独一个微敕令,就无所谓兼容性或互斥性了.（2）微指令.微地址微指令是指控制存储器中的一个单元的内容,即控制字,是若干个微敕令的聚集,存放控制字的控制存储器的单元地址就称为微地址.一条微指令平日至少包含两大部分信息：微操纵码字段,又称操纵控制字段,该字段指出微指令履行的微操纵;微地址码字段,又称次序控制字段,指出下一条要履行的微指令的地址.（3）微周期所谓微周期是指从控存中读掏出一条微指令并履行划定的响应操纵所需的时光.（4）微程序一系列微指令的有序聚集就是微程序.若干条有序的微指令构成了微程序.微程序可以控制实现一条机械指令的功效.或者说一条机械指令可以分化为特定的微指令序列.一旦机械的指令体系肯定今后,每条指令所对应的微程序被设计好并且存入控存后,控存老是处于只读的工作状况,所以控存一般采取只读存储器（ROM）存放.从新设计控存内容就能增长.删除.修正机械指令体系.在FPGA 中平日采取嵌入式阵列块构成的LPM_ROM 作为控存,存放微指令.（1）程度型微指令一次能界说并履行多个并行操纵微敕令的微指令.按照操纵控制字段的编码办法不合,程度型微敕令又分为三种：第一种是全程度型（不译码法）微指令,第二种是字段译码法程度型微指令,第三种是直接和字段译码相混杂的程度型微指令.（2）垂直型微指令垂直型微指令中设置操纵码字段,由微操纵码划定微指令的功效.垂直型微指令的构造相似于机械指令的构造.在一条微指令中只存一二个微敕令,每条微指令的功效比较简略.是以,实现一条机械指令的微程序要比程度型微指令编写的微程序长得多,它是采取较长的微程序构造去换取较短的微指令构造.3.模子机的微指令uA5～uA0：微程序控制器的微地址输出旌旗灯号,是下一条要履行的微指令的微地址.S3.S2.Sl.S0：由微程序控制器输出的ALU 操纵选择旌旗灯号,以控制履行16 种算术操纵或16 种逻辑操纵中的某一种操纵.M：微程序控制输出的ALU 操纵方法选择旌旗灯号.M＝0 履行算术操纵;M＝l履行逻辑操纵：微程序控制器输出的进位标记旌旗灯号,Cn＝0 暗示ALU 运算时最低位有进位;Cn＝1 则暗示无进位. WE：微程序控制器输出的RAM 控制旌旗灯号.当CE＝0 时,如WE＝0,为存储器读;如WE＝1,为存储器写.A9.A8：译码后产生CS0.CS1.CS2 旌旗灯号,分离作为SW_B.RAM.LED 的选通控制旌旗灯号.A 字段（15.14.13）：译码后产生与总线相衔接的各单元的输入选通讯号.B 字段（12.11.10）：译码后产生与总线相衔接的各单元的输出选通讯号.C 字段（9.8.7）：译码后产生分支断定测试旌旗灯号P（1）~P （4）和LDPC 旌旗灯号.履行一条微指令的进程相似于机械指令的履行进程.起首,将微指令从控存CM 中掏出,称为取微指令.对于垂直型微指令还应包含微操纵码的译码时光.然后,履行微指令所划定的各个微操纵.根据微指令的履行方法可分为串行履行和并行履行两种.5.时序安插因为CPU 的工作是分步进行的,并且须要严厉准时控制,是以设置时序旌旗灯号,以便在不合的时光发出不合的微敕令,控制完成不合的操纵.组合逻辑控制方法和微程序控制方法在时序安插上有差别,前者多采取三级时序划分,尔后者往往采取两级时序.这是设计中最症结的步调,这是因为须要根据这一步的设计成果形成最后的控制逻辑.拟定指令流程是将指令履行进程中的每步传送操纵（存放器之间的信息传送）,用流程图的情势描写出来,拟定微敕令序列是用操纵时光表列出每步操纵所需的微敕令及其产生前提.7．形成控制逻辑设计的最后一步.采取组合逻辑控制方法或采取程序控制方法,有各自不合的设计办法.在组合逻辑控制方法中,将产生微敕令的前提进行分解.化简,形成逻辑式,从而构成控制器的焦点逻辑电路.在微程序控制方法中,则是根据微敕令来编写微指令,构成微程序,从而构成以控制存储器为焦点的控制逻辑.2.4 微程序设计1．IN指令为了履行输入指令,CPU 要做两件工作.起首,由INPUT 输入装配的数据开关SW输入数据送到数据总线上;其次,经由过程数据总线将输入的数据写入存放器R0 中.2．ADD指令 R0←R0+(MEM)存储单元的地址是存放在紧跟在操纵码后的字节中的,是以,起首要以该字节的内容为地址,即将该单元内容送地址存放器AR;然后,从AR 所指向的RAM 存储单元掏出操纵数送给DR2.因为在取指令操纵码时,PC 已经主动加1,指向下一字节,该地址就是存放操纵数的存储单元的地址.3．STA指令向存储器RAM 写数据操纵STA,以紧跟在操纵码后的字节作为存放操纵数地址,将R0 中的数据存入该地址单元.起首将紧跟在操纵码后的字节的内容送给地址存放器AR.4. OUT指令AR←PC,PC←PC+1;以PC的内容作为存数据的地址BUS←RAM,AR←BUS;AR指向存放操纵数的RAM单元BUS←RAM,DR1←BUSOUT←DR15．JMP指令AR←PC,PC←PC+1 ;以PC的内容作为取数据的地址BUS←RAM,PC←BUS ;将RAM内容送PC,实现程序转移3. CPU设计及微代码3.1 道理图模版取指令阶段完成的义务是将现行指令从主存中掏出来并送至指令存放器中.具体的操纵如下：（1）将程序计数器（PC）中的内容送至存储器地址存放器（AR）,并送往地址总线（AB）.（2）PC 的内容递增,为取下一条指令做好预备.（3）由控制单元（CU）经控制总线（CB）向存储器发读敕令.（4）从主存中掏出的指令经由过程数据总线（DB）送到指令存放器（IR）中.以上这些操纵对任何一条指令来说都是必须要履行的操纵,所以称为公共操纵.完成取指阶段义务的时光称为取指周期.掏出指令后,指令译码器ID 可辨认和区分出不合的指令类型.此时盘算机进入剖析取数阶段,以获取操纵数.因为各条指令功效不合,寻址方法也不合,所以剖析取数阶段的操纵是各不雷同的.（5）指令存放器（IR）中的内容送指令译码器（ID）进行指令译码.（6）指令译码器（ID）的内容送操纵控制器.（7）操纵控制器产生履行指令的微控制.2. 剖析取数阶段对于无操纵数指令,只要辨认出是哪条具体的指令,即可以直接转至履行阶段,所以不需进入剖析取数阶段.而对于带操纵数指令,为读取操纵数起首要盘算出操纵数的有用地址.假如操纵数在通用存放器内,则不须要再拜访主存;假如操纵数在主存中,则要到主存中去取数.对于不合的寻址方法,有用地址的盘算办法是不合的,有时要多次拜访主存才干掏出操纵数（间接寻址）.对于无操纵数指令,只要辨认出是哪条具体的指令,即可以直接转至履行阶段,所以不需进入剖析取数阶段.而对于带操纵数指令,为读取操纵数起首要盘算出操纵数的有用地址.假如操纵数在通用存放器内,则不须要再拜访主存;假如操纵数在主存中,则要到主存中去取数.对于不合的寻址方法,有用地址的盘算办法是不合的,有时要多次拜访主存才干掏出操纵数（间接寻址）.别的对于单操纵数指令和双操纵数指令,因为须要的操纵数的个数不合,剖析取数阶段的操纵也不合.3. 履行阶段履行指令阶段完成指令划定的各类操纵.履行阶段完成义务的时光称为履行周期.盘算机的根本操纵进程就是取指令.取操纵数.履行指令,然后再取下一条指令……如斯周而复始,直至碰到停机指令或外来的干涉为止.微程序流程图是根据每条指令的微操纵流程所绘制的,操纵框内给出的是该微操纵要履行的动作.当拟定“取指”微指令时,该微指令的判别测试字段为P（1）测试,根据P（1）的测试成果将消失多路分支.因为操纵码的位数已肯定为4 位,所以可直接将操纵码与微地址码的部分对应.本模子机用指令存放器（IR7～IR0）的高4 位（IR7～IR4）与微地址码的后4 位对应.模子机的微地址码共有六位,微地址码的高三位已固定为001,低三位从000～111 共有八种状况,现设计了五条指令,须要五个分支进口,是以,将低三位中的000B～100B 这五个地址分派给这五条指令,就得到五个分支进口微地址.这五个分支进口（以八进制暗示）分离是10.11.12.13 和14,占用五个固定的微地址单元.其余的微操纵单元的微地址设置,可以将还未应用的微地址按照从小到大的次序依次分派给这些微操纵单元,微地址的分派情形见图5-4.微地址标注在每个微操纵框的左上角,右上角标注的是微指令码.ALU 为运算器;DR0 和DR1 为其输入端的两个暂存存放器;R0 是数据存放器,用来保管数据和运算成果;PC 为程序计数器;IR 和ID分离为指令存放器和指令译码器;AR 和MOMERY 分离为存储地址存放器和存储数据存放器;INPUT 为输入装配;OUTPUT 为输出装配.各根本单元模块的输出端经由过程三态门控制与内部数据总线相衔接;微控制器按照时序产生器的节奏,对指令进行译码后产生同步的控制旌旗灯号.各部件旁边的C 是由微指令译码器输出的控制旌旗灯号,用于控制数据的输入和输出.与数据总线相连的旌旗灯号有些是单向的,有些则是双向的.如数据存放器.存储器.I/O 接口的数据旌旗灯号是双向的,而指令旌旗灯号.地址旌旗灯号.控制旌旗灯号是单向的.现实上在FPGA 中,双向端口元件的表述办法是：输入和输出端口采取两个不合的端口,这时各根本元件的输出端口不克不及直接与内部总线衔接在一路,而是须要经由过程三态门控制今后再衔接到总线上.在向总线输出数据时,不克不及同时有两路或两路以上数据一路输出,不然会产生数据冲突.是以在设计微程序.肯定微操纵时,应留意数据传输中控制旌旗灯号对时序的请求.3.5 微程序控制的基起源基础理3.6 在模子CPU中的软件履行微指令履行情形经由过程此次的设计,我受益匪浅.起首,我对CPU有了根本熟悉,熟悉它的道理,构造,运行;其次,我对微指令的熟悉也有了进一步进步,特殊是指令对应的功效以及对指令的懂得;再次,我对该部件的道理及功效运行有了必定层次的懂得;最后,我必须承认,不管碰到什么问题都要从底层抓起,然后去解决问题,当我对某些器械不懂时,要从书本的最根本概念看起,再到道理,运行层次,构造等去懂得才干真正懂,还有和他人的交换很重要,不懂的问题彼此交换看法可以受益匪浅.我很感激此次机遇让我有了一次锤炼.参考文献：[1] 潘松潘明. 现代盘算机构成道理. 科学出版社.[2] 王爱英.盘算机构成与构造（第四版）.清华大学出版社.。
CPU设计
作业：10、解：对非常简单CPU增加了一条CLEAR指令后的新的状态图如下：其RTL代码如下：FETCH1：AR PCFETCH2：DR M, PC PC+1FETCH3：IR DR[7..6], AR DR[5,0]ADD1：DR MADD2：AC AC+DRAND1：DR MAND2：AC AC^DRJMP ：PC DR[5..0]R5 ：DR[5] 1 或DR[5] 0INC ：AC AC+1CLEAR：AC 011、解：一、确定CPU的用途以下设计的CPU是要用来执行取反运算、加法运算、逻辑或运算、减法运算这四条指令的，而且该CPU能够访问64个字的存储器，每个字为8位宽。
字长：8位D[7....0]寻址范围：64Btye ，2^6=64，A[5....0]二、确定ISA1、程序员可访问的寄存器在下表中，为了完成COM , JREL , OR 和SUB1这四条指令，显然我们只需用到一个通用寄存器AC——8位累加器就可以实现。
指令操作码操作COM 00XX XXXX AC AC' (取反）JRET 01AA AAAA PC PC+00AA AAAAOR 10AA AAAA AC AC^M[00AA AAAA]SUB1 11AA AAAA AC AC—M[00AA AAAA]—12、CPU还需要一些其他的寄存器以便完成取指令（或数据）、译码和执行指令所必须的内部操作，最基本的寄存器有：AR（地址寄存器）——6位，由A[5.....0]向存贮提供地址PC （程序计数器）——6位，指出下一条指令的地址DR（数据寄存器）——8位，通过D[7....0]从存贮器接受指令和数据IR（指令寄存器）——2位，存放从存贮器中取回的指令的操作码部分。
三、为CPU设计状态图为了确定CPU的状态图，需对每条指令作如下分析：1、从存贮器取出指令（所有指令都相同）2、指令译码3、指令执行从存贮器中取出指令：1、原理：根据冯. 诺依曼型机的原理（指令在存贮器中按顺序存放.......）, 在CPU能执行指令之前，它必须将这条指令从存贮中取出，CPU通过执行如下的操作序列完成这个任务的:【1】选择存贮单元由A[5... 0]确定【2】对A[5... 0]译码、延迟、并向存贮器发一个信号（如READ或R/W'=1),使存贮器将此指令输出到它的输出引脚。
8位锁存器的工作原理
8位锁存器的工作原理锁存器（Latch）是一种用于存储和传输数据的电路元件，其可以在特定信号的作用下将输入信号保持（latch住）以供后续使用。
8位锁存器是指能够存储8位数据的锁存器，通常由8个单独的锁存器单元组成，每个单元都能够存储1位数据。
在本文中，将详细介绍8位锁存器的工作原理及其实现方式。
工作原理：8位锁存器由8个单独的锁存器单元构成，每个单元包括一个存储器件和一个控制开关。
存储器件通常是一个双稳态触发器，能够在输入端接收数据并将其存储，在控制开关的作用下，存储器件可以保持存储的数据不变。
当锁存器接收到时钟信号或者控制信号时，控制开关将打开或关闭，从而决定是否更新存储的数据。
实现方式：典型的8位锁存器结构包括8个单元，每个单元内部包括一个存储器件和一个控制开关。
下面将详细介绍如何实现一个基本的8位锁存器。
1.存储器件选择：在一个锁存器单元中，存储器件通常选择D触发器或者JK触发器。
D触发器具有单个数据输入端D和时钟输入端CLK，当CLK脉冲上升沿到来时，存储器件会将D端的数据复制到输出端Q，并且保持该数据直到下一个时钟脉冲到来。
JK触发器与D触发器类似，具有两个数据输入端J和K，当J=K=1时，触发器为翻转状态，即Q=Q'；当J=1，K=0时，触发器置为1；当J=0，K=1时，触发器置为0。
2.控制开关设计：控制开关用于控制存储器件何时更新存储的数据。
一般可以通过一个使能线（Enable）来控制。
当使能线为高时，控制开关打开，存储器件可以接收新数据；当使能线为低时，控制开关关闭，存储器件保持存储的数据不变。
3.连接8个单元：将8个单元按照位数顺序连接在一起，确保每个单元的数据输入端和控制开关受到正确的连接。
当使能线为高时，新的数据可以并行输入到每个单元，然后通过时钟信号或者控制信号使各个单元同时更新存储的数据。
4.输入输出端口设计：结论：通过上述实现方式，一个基本的8位锁存器就可以完成。
简单的CPU设计
CPU 设计10 计算机科学与技术姓名：谢xx学号：201040200xx一．非常简单的CPU设计规范：1.确定CPU的用途：该CPU的字长为8位，寻址范围为64个字节，并且要求能实现4条简单的指令。
2.确定ISA：要实现的指令集如下：要实现该CPU的功能，还需要一些寄存器完成取指，译码和执行的步骤：AR（地址寄存器）—6位，由A[7..0]向存贮器提供地址PC (程序计数器) —6位，指出下一条指令的地址DR (数据寄存器) —8位，通过D[7..0]从存贮器接收指令和数据IR (指令寄存器) —2位，存放从存贮器中取回的指令的操作码部分3.为CPU设计状态图：为了确定CPU的状态图，需对每条指令作如下分析：①从存贮器中取指令②指令译码③指令执行二．从存贮器中取指令：⑴原理：根据冯•诺依曼型的原理（指令在存贮器中顺序存放••••••），在CPU能执行指令之前，它必须将这条指令从存贮器中取出，CPU通过执行如下的操作序列完成这个任务：①选择存贮单元由A[5..0]确定②对A[5..0]译码、延迟并向存贮器中发一个信号，使存贮器将此指令输出到它的输出引脚。
这些引脚与CPU的D[7..0]相连接。
CPU从这些引脚读入数据。
⑵具体的操作①要取的指令的地址存放在程序计数器（PC）中。
由于A[5..0]从地址寄存器AR中。
这样，取指令周期的第一个状态就是：FETCH1:AR←PC这一状态的意义是当FETCH为真时，把PC的值送到AR，执行微操作AR←PC，以下同理。
②CPU必须存贮器中读取指令。
为此CPU必须发一个READ信号到存贮器的RD端使存贮器将数据送到D[7..0]上。
同时，CPU读进该数据并放到DR 中，因为DR是用来访问存贮器的唯一寄存器。
同时还实现微操作PC←PC+1,为取下一条指令作准备。
FETCH2:DR←M,PC←PC+1③作为取指令的一部分，CPU还必须完成两件事。
•DR的高2位拷贝到IR，母的是确定指令的功能（即将指令的操作码读入IR）·DR的第六位拷贝到AR。
ASIC实验报告(8位CPU的设计)
ASIC设计实验报告学院：电子工程学院学号：2014*******姓名：***指导老师：***2014年11月13日一、实验目的：通过对ASIC实验课的学习，应当学会以下几点：1.熟悉Linux操作系统的应用环境，基本命令行的应用，以及对vi编辑器熟练应用。
2.熟练掌握Verilog编程语言，包括基本组合逻辑电路的实现方法，基本时序逻辑电路的实现方法，怎样使用预定义的库文件，利用always块实现组合逻辑电路的方法已经着重了解assign与always 两种组合逻辑电路实现方法之间的区别，深入了解阻塞赋值与非阻塞赋值的概念以及应用的差别，有限状态机（FSM）实现复杂时序逻辑的方法，以及学会在Linux 系统环境当中应用Synopsys工具VCS进行仿真。
3.熟悉电路设计当中的层次化、结构化的设计方法。
4.熟悉CPU当中有哪些模块组成，模块之间的关系，以及其基本的工作原理。
5.学会利用汇编语言设计程序，注意代码规范性要求。
二、实验要求：按照实验指导书上的要求即：CPU各个模块的Verilog语言代码的编写、编译及仿真正确，并在规定的时间内完成。
要求对CPU进行语言级系统仿真结果正确之后，利用该实验当中采用的八个汇编关键字，编写一个能够实现某种功能的小程序。
然后对其中的控制器电路进行综合，并检查Timing 和Power,进行门级仿真。
三、实验内容：设计一个8位RISC_CPU 系统。
（RISC: Reduced Instruction Set Computer）,它是一种八十年代才出现的CPU，与一般的CPU相比，不仅只是简化了指令系统，而且通过简化指令系统使计算机的结构更加简单合理，从而提高了运算速度。
从实现的方法上，它的时序控制信号部件使用了硬布线逻辑，而不是采用微程序控制方式，故产生控制序列的速度要快的多，因为省去了读取微指令的时间。
此CPU所具有的功能有：（1）取指令：当程序已在存储器中时，首先根据程序入口地址取出一条程序，为此要发出指令地址及控制信号。
基于VHDL语言的8位CPU的设计(quartus仿真)
假设指令地址为0、1、2、3…，为便于显示，设置地址指令和程序计数器输出为数制十进制， 仿真波形如下图：
图2.14 程序计数电路仿真波形
第二部分：RISC-CPU各模块设计与仿真
8. 状态控制器
是CPU的控制核心， 用于产生一系列的控 制信号，启动或停止 某些部件，由状态机 和状态机控制器组成， 如图。
图2.9 数据输出控制器
假设累加器输出值由00000000递增，验证当data_ena为1时，data输出alu_out的值，当 data_ena为0时，data输出"ZZZZZZZZ"。波形如下：
图2.10 数据输出控制器仿真波形
第二部分：RISC-CPU各模块设计与仿真
6. 地址多路器
用于选择输出的地址是PC地址还是数据/ 端口地址，如图2.11所示。每个指令周期的 前4个时钟周期用于从ROM中读取指令，输 出PC地址。后4个时钟周期用于对RAM或 端口的读写，输出数据或端口地址。
图2.7算术逻辑单元
在仿真过程中，假设操作码依次为上述8种操作码。数据值为5，累加器值为由3变0，以此来 验证zero作用。仿真波形下图所示：
图2.8 算术逻辑运算单元仿真波形
第二部分：RISC-CPU各模块设计与仿真
5.数据输出控制器
控制累加器数据输出，如图2.9由于数据总 线是各种操作时传送数据的公共通道，不同 的情况下传送不同的内容。有时要传输指令， 有时要传送RAM区或接口的数据。
图3.2 RISC-CPU各模块连接图
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基于VHDL语言的8位 RISC-CPU的设计
单片机课程设计报告 八路抢答器
单片机课程设计报告八路抢答器————————————————————————————————作者：————————————————————————————————日期：《单片机原理及接口技术》课程设计报告课题名称题目15八路抢答器设计★★学院自动控制与机械工程学院专业电气工程及其自动化班级姓名学号时间2011-12-27目录前言 (3)一、课程设计的目的和要求……………………………….。
.3二、方案设计2。
1功能介绍 (5)2。
2抢答器的工作原理 (6)三、硬件设计电路设计3。
1原理图的确定...................................................。
7 3。
2芯片的选择......................................................。
8 3。
3复位电路的设计......。
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(10)3.4晶振电路的设计……。
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.11 3。
5数码显示管的选择……。
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..113.6报警设计……。
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123.7 八位抢答输入设计...............................。
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(12)3。
8主持人控制按键……………………。
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13四、软件设计思想及流程4。
1 主程序的设计 (14)4。
2子程序的设计 (15)五.调试过程和调试方法……………………………………。
..20六、课程设计体会 (22)七、参考文献 (22)附录 (23)前言单片机和其他微型机一样,也是由CPU（包括运算器和控制器）、存储器、输入设备、输出设备组成，只不过单片机是将CPU、RAM、ROM、定时/计数器,以及输入/输出（I/O）接口电路等计算机的主要部件集成在一小块硅片上的单片微型计算机.它具有体积小、可靠性高、性价比高等优点，主要应用于工业检测与控制、计算机外设、只能仪器仪表、通讯设备、家用电器和机电一体化产品等领域。
实验2运算器ALU实验
实验2 运算器ALU实验运算器ALU是CPU的主要部件，数据处理的中心。
ALU可以实现算术加减运算和逻辑“与”、“或”、“非”运算，本实验设计8位ALU，为完成8为ALU，我们从1位全加器设计开始，经1位加法器，4位加法器，4位加减法器，到4位算术逻辑运算器ALU；再由4位ALU到8位ALU。
2.1 1位加法器设计1位加法器是构成多位加法器的基础，通过1位加法器可以组成4位加法器，4位减法器。
因此，本实验首先从1位全加器开始。
2.1.1 实验题目1位全加器。
2.1.2 实验内容设计1位全加器，并通过输入波形图验证。
2.1.3 实验目的与要求通过本实验使学生进一步掌握电子电路的设计方法，熟悉CAD软件QuartusII的使用，掌握使用QuartusII仿真来验证电路设计正确性的方法。
2.1.4 实验步骤设置本实验的项目所在路径，命名项目的名称为1ALU，顶层文件的名称也自动命名为1ALU。
如在文件夹C:\eda\ALU下新建工程1ALU，如图2-1 新建工程1ALU所示。
图2-1 新建工程1ALU直接点击next，直到器件选择对话框，如图2-2所示。
这里根据最终使用的FPGA器件选择一种器件，如Cyclone下的EP1C3T144C8，如果不下载到FPGA上进行实验，选择哪一种器件都无所谓。
图2-2 实现器件选择指定设计、仿真和时序验证工具，如图2-3所示，点击next，完成工程建立。
图2-3 工具选择设计1位全加器FA1位全加器是指可以实现两个1位二进制数和低位进位的加法运算逻辑电路（半加器不包括低位进位C i-1）。
它依据的逻辑表达式是：进位C i=A i B i+A i C i-1+B i C i-1，和S i=A i⊕B i⊕C i-1（本算式推导过程可以在教材中找到）。
其中A i和B i是两个1位二进制数，C i代表向高位的进位，C i-1代表低位来的进位，S i代表本位和。
依据上述逻辑表达式，设计实现1位全加的电路图。
VHDL实现简单的8位CPU
VHDL实现简单的8位CPU设计者：E-MAIL:CPU具有的功能：能完成一些简单的指令MOV AX,ADDRESS4 --将address4中的内容赋给AX寄存器（在8086/8088汇编语言中称这种寻址方式为直接寻址方式）ADD AX,ADDRESS4 -- 将address4中的内容加到AX寄存器中SUB AX,ADDRESS4 -- 用address4中的内容减去AX寄存器中的内容OUT -- 输出AX寄存器中的内容HLT -- CPU停止运行CPU工作的时序图：S0状态：程序计数器（PC）将值赋给MARS1状态：PC<=PC+1 注意：因为在设计状态机时引入了复位键（RST），为了避免一个信号有多个源，因而将时序进程（REG：PROCESS）和组合进程（COM：PROCESS）合二为一。
但是产生了一个比较麻烦的事情--------------即一个状态占用了两个时钟周期。
所以在设计PC<=PC+1时，引入了标志寄存器（FLAG），以确保在S1状态PC只加一次S2状态：从只读存储器（ROM）中读取汇编指令，并且将赋给指令寄存器（IR）IR<=DATABUS------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------ 从S0-S2状态每条指令的执行都是相同的S3状态：取出指令寄存器的高4位（汇编的指令代码）进行译码if (temp="0000") or (temp="0001")or (temp="0010") thenmar<=ir(3 downto 0); --将数据存储的地址赋给MARelsif temp="1110" thenoutput_data<=ax; -- out overelsif temp="1111" thenrun<='0'; --Hlt overend if;有上面的程序可以看出，当指令是MOV、ADD、SUB中的一个时，取出地址当指令是OUT时将累加器中的值输出，该条指令做完当指令是HLT(1111)时，程序停止运行，该条指令做完S4状态：if temp="0000" then - -MOV AX,data overax<=dataBus;elsif temp="0001" then --ADD ax,databx<=databus;f1<='1';elsif temp="0010" then --SUB ax,bxbx<=databus;f1<='1';end if;读出RAM 中的内容（在此设计中，用ROM代替了RAM）在此状态MOV指令结束S5状态：为计算状态if temp="0001" and f1='1' thenax<=ax+bx;f1<='0';elsif temp="0010" and f1='1' thenax<=ax-bx;f1<='0';end if;当指令是ADD(0001)时，AX<=AX+BX当指令是SUB(0010)时，AX<=AX-BX此图为Modelsim se6.0的功能仿真图（结果为62 ＝（10+20+1）×2 注：×2用SHL指令实现因为其目的寄存器为Ax所以实现方法同OUT、HLT请读者自己实现）源程序：ROM16_4.VHD--//////////////////////////////////////////////////////////--16*8ROM--CE=0时允许读--huyugui--2005,1,28--//////////////////////////////////////////////////////////library ieee;use ieee.std_logic_1164.all;use ieee.std_logic_unsigned.all;use ieee.std_logic_arith.all;entity rom16_8 isport( addr:in std_logic_vector(3 downto 0);ce:in std_logic;dataout:out std_logic_vector(7 downto 0));end entity rom16_8;architecture behave of rom16_8 isbegin--10+20+60-10=80hdataout<="00001001" when addr="0000" and ce='0' else --mov ax,9h"00011010" when addr="0001" and ce='0' else --add ax,ah"00011011" when addr="0010" and ce='0' else --add ax,bh"00101100" when addr="0011" and ce='0' else --sub ax,ch"" when addr="0100" and ce='0' else --out"" when addr="0101" and ce='0' else --hlt"00000000" when addr="0110" and ce='0' else"00000000" when addr="0111" and ce='0' else"00000000" when addr="1000" and ce='0' else"00010000" when addr="1001" and ce='0' else --10h"00100000" when addr="1010" and ce='0' else --20h"01100000" when addr="1011" and ce='0' else --60h"00010000" when addr="1100" and ce='0' else --10h"00000000" when addr="1101" and ce='0' else"00000000" when addr="1110" and ce='0' else"00000000" when addr="1111" and ce='0' else"";end architecture behave;CPU_CONTROL.VHD--/////////////////////////////////////////////////////////////////////////////--8_CPU--mov ax,address /add ax,address/sub ax,address/out /hlt--说明：address为4位的地址（9H-fH）--完善：每个状态为一个时钟周期，这样的话PC<=PC+1在S1状态将只做一次，时钟将--得到很大的改善--设计者：胡玉贵--时间：2005,1,29A--/////////////////////////////////////////////////////////////////////////////library ieee;use ieee.std_logic_1164.all;use ieee.std_logic_unsigned.all;use ieee.std_logic_arith.all;entity cpu_control isport(clk:in std_logic;rst:in std_logic;output_data,databus_out:out std_logic_vector(7 downto 0));end entity cpu_control;architecture behave of cpu_control iscomponent rom16_8 isport( addr:in std_logic_vector(3 downto 0);ce:in std_logic;dataout:out std_logic_vector(7 downto 0));end component rom16_8;type states is (s0,s1,s2,s3,s4,s5);signal current_state,next_state:states;signal flag:std_logic;signal pc,addrbus:std_logic_vector(3 downto 0);signal ax,bx:std_logic_vector(7 downto 0);--Ax,Bxsignal cs:std_logic;signal databus:std_logic_vector(7 downto 0);signal run:std_logic;signal mar:std_logic_vector(3 downto 0);signal ir:std_logic_vector(7 downto 0);signal f1:std_logic;beginreg:processvariable temp:std_logic_vector(3 downto 0);beginif rst='1' then --系统复位pc<="0000";ax<="00000000";bx<="00000000";run<='1';flag<='1'; --PC可以加1f1<='1';current_state<=s0;--databus<="00000000";elsif rising_edge(clk) thenif run='1' thencase current_state iswhen s0=>next_state<=s1; --Address State&Fetchmar<=pc; --将PC的值赋给MAR，在S2状态时从ROM中读出指令（IR<=databus）when s1=>next_state<=s2;if flag='1' thenpc<=pc+1; --地址加1flag<='0';end if;when s2=>next_state<=s3;flag<='1' ;ir<=databus; --将ROM中的指令赋给IR（指令寄存器）when s3=>next_state<=s4;temp:=ir(7 downto 4); --取指令寄存器的高4位（指令代码MOV 0000，ADD 0001，SUB 0010）-- Mov Add Subif (temp="0000") or (temp="0001")or (temp="0010") thenmar<=ir(3 downto 0); --将数据存储的地址赋给MARelsif temp="1110" thenoutput_data<=ax; -- out overelsif temp="1111" thenrun<='0'; --Hlt overend if;when s4=>next_state<=s5; --在S4状态，将从数据总线上读取数据if temp="0000" then --MOV AX,data overax<=dataBus;elsif temp="0001" then --ADD ax,databx<=databus;f1<='1';elsif temp="0010" then --SUB ax,bxbx<=databus;f1<='1';end if;when s5=>next_state<=s0;if temp="0001" and f1='1' thenax<=ax+bx;f1<='0';elsif temp="0010" and f1='1' thenax<=ax-bx;f1<='0';end if;end case;current_state<=next_state; --此设计使每个状态为两个时钟周期(Attention) end if;end if;end process reg;u1:rom16_8 port map(addrbus,cs,databus);addrbus<=mar when (current_state=s2) or (current_state=s4) else"0000";cs<='0' when (current_state=s2) or (current_state=s4) else'1';databus_out<=databus;end architecture behave;参考书目：微机原理及应用第3章：清华大学出版社VHDL和数字电路设计：科学出版社VHDL实用教程：电子科技大出版社。
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计算机组成原理实验题目８位CPＵ得系统设计学号11151０6０4６姓名魏忠淋班级 11电子B 班指导老师凌朝东华侨大学电子工程系8位CＰＵ得系统设计一、实验要求与任务完成从指令系统到ＣＰU得设计,编写测试程序,通过运行测试程序对CPU设计进行正确性评定。
具体内容包括:典型指令系统(包括运算类、转移类、访存类)设计;CＰU结构设计;规则文件与调试程序设计;CＰU调试及测试程序运行。
1。
1设计指标能实现加减法、左右移位、逻辑运算、数据存取、有无条件跳转、内存访问等指令;1、2设计要求画出电路原理图、仿真波形图;二、CPＵ得组成结构三、元器件得选择1.运算部件(ALU)AＬＵ181得程序代码:LIBRARY ＩEEE;USＥＩEEE、ＳTD_LＯGＩC_1１64。
ALL;USＥIEEE、ＳTＤ＿LOGIＣ_UＮＳIGNＥD.ＡLＬ;ENTＩＴY ＡLU181 ＩSPORＴ(S: IN STD＿LＯＧIC＿VECTＯR(3 ＤＯＷNTO0 );A:ＩN STD_LOGIC_VＥCTOＲ(7 ＤOWNＴＯ0);B: IＮSTD＿ＬOGIC＿VEＣTOR(7DＯWNＴO ０);F : OUT STＤ_LOGIC_ＶECTOR(7 DOWＮTO 0);ﻩCOUＴ:ＯUＴSTD_ＬＯＧIC_ＶECTOR(3 DOＷＮＴO0);M :IＮＳTＤ_LOGＩC;CN : IN SＴD_LOGIＣ;CＯ,ＦZ:OUT STＤ_LOGIC );END AＬU１81;AＲCHIＴＥCTＵRE bｅhav OF ALＵ181 ＩSSIGＮＡＬA9 :STＤ_LＯGIC_VECTOR(８DOWNTO 0);SIＧNAL B9 : STD＿LOGIC_VＥCTOR(8 ＤOWNTＯ０);ＳIGNALＦ9: STD_LOGIC＿VECＴOＲ(8 DＯWNTO0);BＥGINＡ９<= ＇0＇& A; B9 ＜= ’0’&B;PRＯCESS(M,CＮ,A9,B９)BEGINＣASE S ISWHEN "0００0" =〉IF M=＇0’THEN F9＜=A9 + CN ; ＥLSE F9<=ＮOT Ａ９; E ＮＤIF;WHEN "00０1" ＝＞ＩF M='0’THEN F９<=(A9 oｒB９)+ CN ;ELSE F９〈=NOＴ(A9OR B9);END ＩF;ＷHEN ”0010＂=> IF M=’0’THEN F9〈=(A9 ｏｒ(ＮOT B9))+C Ｎ; ELSE F9＜=(NOT A9) ANDＢ9; ENＤIF;WＨＥN "００1１＂=> IF M='0’ＴHEN Ｆ9<= ”000000000"—CN ;ELSＥF9<＝"00000000０”;END IF;WHEN"0100”＝> IＦM='0＇THEＮＦ9<＝A9+(A9 ＡＮＤＮOT B9)+ CＮ; ELSE F9〈=NＯT(A9 ＡNＤB9);ＥND IＦ;WHEN ”01０1”=＞IＦM＝＇0' THＥNＦ9<=(A９oｒB9)+(A9 AＮD NOＴB９)+CN ;ＥＬＳＥF9<=NOT Ｂ9; EＮD IF;WHEN＂0110" =＞IＦＭ=’0’ＴHEN Ｆ9〈=(Ａ９- Ｂ9) －CN ;ELＳE F9〈＝Ａ9ＸOR B９; ＥNＤIF;WHEＮ”０111"=＞IF M='0' ＴＨEN F9〈=(Ａ9 ｏｒ(NＯT B9)) －CN ;ＥＬSE Ｆ9<=Ａ9 and (ＮOT B9); EＮD IF;WHEN＂１000" =＞IＦM='0＇THEN F9＜=Ａ９+ (A９ＡND B9)+CN ; ELＳE F9〈＝(NOＴA９)and B９; END IＦ;WHEN "１0０1”=> IF M=’０’ＴHEN F9〈=Ａ９+ B9 + CN ; ＥLSE F9<=NOT(Ａ9 ＸOR Ｂ9); EＮＤIF;WＨEN ”１010"=＞ＩF M=’0＇THEN F９〈＝(A9or(NOTＢ9))+(A ９AND B9)＋CN ; ＥLＳＥF９<=Ｂ9;EＮD ＩＦ;ＷHEN "１０11”=〉IF M='0'TＨEＮF9<=(A9 AND Ｂ9)- C Ｎ; ELSE F9<=A9 ANＤB９; ENＤIF;ＷHEN ”1100”=〉ＩF M=＇0＇ＴHＥＮＦ9<=(A9 +Ａ9) + CN; ＥLSＥF9〈="000000001"; END ＩF;ＷHEN ＂１101”=〉IF M='0' THEN Ｆ９〈＝(A９ｏr B９)+ A9 + CN;EＬSＥＦ9〈=A9 OR (ＮＯＴB9); END ＩF;WHＥN "1１１0"=＞IF M＝'０＇THEＮF9＜=((A9 or (ＮＯＴB9)) +A9) + CN; ＥLSE F９〈＝A9OR B9;ＥＮD IF;WＨEＮ”1１11”=〉IＦＭ=’０'ＴHEＮF9<＝Ａ9 —CN ;EＬSE F9<=Ａ9 ; END IＦ;WHEN OTHＥRS=> Ｆ9＜= ”０000０００00" ;ENＤＣASE;IＦ(A９=B９) TＨＥNＦＺ<=’0';END IF;ﻩEＮD ＰROCＥSS;Ｆ＜=F9(７DOWNＴO0) ;ＣＯ<= F9(8) ;ＣOUT<=＂０0０0＂WHEN F9(８)=’0＇EＬSＥ"0０01";EＮD behav;ALU得原理图:2、微控制器实现信息传送要靠微命令得控制,因此在CPU 中设置微命令产生部件,根据控制信息产生微命令序列,对指令功能所要求得数据传送进行控制,同时在数据传送至运算部件时控制完成运算处理。
微命令产生部件可由若干组合逻辑电路组成,也可以由专门得存储逻辑组成、产生微命令得方式可分为组合逻辑控制方式与微程序控制方式两种。
在本章所介绍得8 位模型CＰU 设计中,采用微程序控制方式通过微程序控制器与微指令存储器产生微命令,因此此ＣPU 属于复杂指令CISC CPU、微控制器得原理图:3、寄存器组计算机工作时,ＣPU 需要处理大量得控制信息与数据信息。
例如对指令信息进行译码,以便产生相应控制命令对操作数进行算术或逻辑运算加工,并且根据运算结果决定后续操作等。
因此,在CPU 中需要设置若干寄存器,暂时存放这些信息。
在模型CＰＵ中,寄存器组由R0、Ｒ1、R2所组成、寄存器组得原理图:3、地址寄存器ＣPU 访问存储器,首先要找到需要访问得存储单元,因此设置地址寄存器(AR)来存放被访单元得地址。
当需要读取指令时,ＣPU 先将ＰＣ得内容送入ＡR,再由AR将指令地址送往存储器、当需要读取或存放数据时,也要先将该数据得有效地址送入AR,再对存储器进行读写操作。
地址寄存器得原理图:４。
指令寄存器指令寄存器(ＩR)用来存放当前正在执行得指令,它得输出包括操作码信息、地址信息等,就是产生微命令得主要逻辑依据。
指令寄存器得原理图:5、程序计数器程序计数器(PＣ)也称指令指针,用来指示指令在存储器中得存放位置。
当程序顺序执行时,每次从主存取出一条指令,PC 内容就增量计数,指向下一条指令得地址。
增量值取决于现行指令所占得存储单元数。
如果现行指令只占一个存储单元,则PC 内容加1;若现行指令占了两个存储单元,那么PC 内容就要加2。
当程序需要转移时,将转移地址送入ＰC,使PＣ指向新得指令地址、因此,当现行指令执行完,ＰＣ中存放得总就是后续指令得地址;将该地址送往主存得地址寄存器AR,便可从存储器读取下一条指令、程序计数器得原理图:四、系统总电路图及原理系统原理:该CＰU 主要由算术逻辑单元ALU,数据暂存寄存器ＤR1、DR2,数据寄存器R0～R2,程序计数器PＣ,地址寄存器AR,程序/数据存储器MEMORAY,指令寄存器ＩＲ,微控制器uC,输入单元IＮPUT 与输出单元OUTＰUT 所组成。
图中虚线框内部分包括运算器、控制器、程序存储器、数据存储器与微程序存储器等,实测时,它们都可以在单片FPGＡ中实现。
虚线框外部分主要就是输入／输出装置,包括键盘、数码管、LCD 显示器等,用于向ＣPU 输入数据,或CＰU 向外输出数据,以及观察CＰU 内部工作情况及运算结果。
五、波形仿真仿真波形图:分析:(1)M输出微指令018０0,控制台执行P(4),进行“读、写、运行”功能判断、检测到SWA、SWＢ=１１后,进入程序运行RＰ(１1)方式。
(2)执行微地址为２３得微指令,Ｍ输出微指令为0180０1,后续微地址uA为０1.然后进入程序运行得流程。
(３)执行微地址为0１得M微指令0080０1,执行得操作为ＰＣ→AＲ=0０Ｈ,ＰC＋1=01H,AR指向RAＭ存储器地址00Ｈ,后续地址uA为０２、(４)执行微地址为０2得Ｍ微指令01ＥD82,执行取指令操作,取出第一条指令得操作码,经过分支判断P(1),这就是一条输入指令IN、(5)执行微地址为１０得M微指令0０C0４８,将RAM中得指令０0通过内部总线BUS,送指令寄存器ＩR:ＲAM(00H)＝00→BUS→IＲ＝00H。
(6)执行微地址为01得M微指令０01001,SW_B为高电平,允许SW得数据送往数据总线ＢUS,由此接收数据56H。
所以R０=56Ｈ。
(７)执行微地址为02得M微指令0１ED82,执行取指令操作:PC→AR＝01H,ＰＣ＋1=02Ｈ,AR指向RAＭ存储器地址01Ｈ,后续微地址uA为０2、(8)执行微地址0９得M微指令00C０4８,取指令,并经过分支判断Ｐ(1),读出地址为０1H单元得内容10Ｈ,经过BUS送到指令寄存器IR:RAM(01Ｈ)=10H→B ＵS→ＩR=１0H。
(９)执行微地址为03得M微指令01ED8３,进入加法运算微程序、通过间接寻址获得另一个操作数,地址寄存器ＡR指向取数得间接地址:ＰC→AR＝0２H,PC＋1=03H,AＲ指向RAM得02单元。
(10)执行微地址为０4得M微指令00E004,ＲAM_B为高电平,RAM得(0２)单元得内容通过BＵS送AＲ,取数地址(ＡR)=0AＨ,RＡM(０2)=０AH→BUS→ＡR=0ＡH。
(１1)执行微地址为０５得M微指令0０Ｂ0０5,RＡM_B为高电平,RAM得(0A Ｈ)单元得内容34Ｈ送到BUＳ,此时LDＤR2为高电平,BUS上得数据就送给了DR2,执行结果:RAＭ(0AH)＝34Ｈ→BUS→DＲ２=34H。