嵌入式系统中DRAM控制器的CPLD解决方案

摘要：介绍怎样在嵌入式CPU 80C186XL DRAM刷新控制单元的基础上，利用CPLD技术和80C196XL的时序特征设计一个低价格、功能完整的DRAM控制器的方法，并采用VHDL语言编程实现。

关键词：刷新控制单元（RCU） DRAM控制器 状态机 CPLD VHDL语言

80C186XL16 位嵌入式微处理器是Intel公司在嵌入式微处理器市场的上导产品之一，已广泛应用于电脑终端、程控交换和工控等领域。在该嵌入式微处理器片内，集成有DRAM RCU单元，即DRAM刷新控制单元。RCU单元可以自动产生DRAM刷新总线周期，它工作于微处理器的增益模式下。经适当编程后，RCU将向将处理器的 BIU（总线接口）单元产生存储器读请求。对微处理器的存储器范围编程后，BIU单元执行刷新周期时，被编程的存储器范围片选有效。


存储器是嵌入式计算机系统的重要组成部分之一。通常采用静态存储器，但是在系统需要大容量存储器的情况下，这种方式将使成本猛增。如果采用DRAM存储器，则可以大幅度降低系统设计成本；但DRAM有复杂的时序要求，给系统设计带来了很大的困难。

为了方便地使用DRAM，降低系统成本，本文提出一种新颖的解决方案：利用80C186XL的时序特征，采用CPLD技术，并使用VHDL语言设计实现DRAM控制器。

一、80C186XL RCU单元的资源

80C186XL的BIU单元提供20位地址总线，RCU单元也为刷新周期提供20位地址总线。80C186XL能够产生刷新功能，并将刷新状态编码到控制信号中。

图1 是RCU单元的方框图。它由1个9位递减定时计数器、1个9位地址计数器、3个控制寄存器和接口逻辑组成。当RCU使能时，递减定时计数器每一个 CLKOUT周期减少1次，定时计数器的值减为1时，则产生刷新总线请求，递减定时计数器重载，操作继续。刷新总线周期具有高优先级，旦80C186XL 总线有空，就执行刷新操作。

设计者可将刷新总线周期看成是“伪读”周期。刷新周期像普通读周期一样出现在80C186XL总线上，只是没有数据传输。从引脚BHE/RFSH和A0的状态可以判别刷新周期，如表1所列。刷新总线周期的时序要求如图2所示。

表1 刷新周期的引脚状态

80C186XL引脚	BHE/RFSH	A0
引脚状态	1	1

二、80C186XL DRAM控制器的设计与运行

DRAM存在着大量、复杂的时序要求，其中访问时间的选择、等待状态以及刷新方法是至关重要的。DRAM控制器必须正确响应80C186XL的所有总线周期，必须能将DRAM的部周期和其它访问周期分辨出来，其访问速度必须足够快，以避免不必要的等待周期。



在设计时，我们采用XC95C36-15 CPLD以及4Mbits的V53C8258DRAM作范例。15ns的CPLD，速度相对较高，价格比较便宜。用它设计成的DRAM控制器允许80C186XL的工作速度高达20MHz，并且XC95C36有异步时钟选择项。这种特性对本设计有很大的好处。

图3是80C186XL DRAM控制器和存储器的功能框图。

DRAM 控制器由80C186XL状态信号S2、S1和S0的解码来检测总线的开始、类型和结束。这些状态线是在CLKOUT的上升沿开始有效，在CLKOUT的下降沿失效的。DRAM控制器发出的RAS和CAS信号应该在CLKOUT的下降沿同时有效，行列地址应该在CLKOUT上升沿附近提供。

DRAM控制器应该在CLKOUT的两个沿都应能正常操作。通过启用XC95C36的异步时钟选择项，每个XC95C36宏单元可以从可编程与阵列获得时钟。DRAM控制器使用80C186XL的CLKOUT信号作时钟输入。

DRAM控制器主要由两个相互联的状态机构成。这两个状态机，使得DRAM的控制与80C186XL是否进行等待状态无关。

状态机A和地址多路控制信号（MUX）在CLKOUT的上升沿锁存。状态机B和RAS及CAS的逻辑在CLKOUT的下降沿锁存。DRAM控制器完整的VHDL语言[4,5]的源代码可Email给cnhsx@sina.com索取。

DRAM控制器的状态图如图4所示，状态机A和B的起始条件分别是A0和B0。状态机A初始化DRAM控制器的序列，状态机B终止该序列。

在T2的下降沿，RAS逻辑采样状态机A的状态，锁存的地址线和总经状态信号。如果状态机A在A1状态（存储器读、写或刷新周期）并且总线周期为DRAM使用，则XC95C36插入RAS信号。

在T2的上升沿，状态机A也采样锁存的地址线。如果总线周期被DRAM占用，状态机A将从状态A1转移到A2，否则状态机A转换到A3。至此控制转移到状态机 B。MUX逻辑采样RAS和BHE引脚的状态。如果RAS有效（指示DRAM在访问），并且总线周期下是刷新周期，XC95C36将插入MUX。MUX在行列地址之间切换，以便进行DRAM的读写操作。

在T3的下降沿，状态机B采样状态机A。如果状态机A处于状态A2（DRAM访问）或状态A3（存储器读或写，但不是DRAM访问），状态机B从状态B0转到B1。如果总线周期是一个DRAM访问周期，XC95C36继续保持RAS有效。CAS逻辑采样MUX的状态、锁存地址A0、BHE和总线周期状态。如果MUX 有效（指示DRAM读或写），并且访问低字节，则XC95C36插入LCAS；如果MUX有效，并且微处理器访问高字节，XC95C36插入UCAS。 DRAM读访问和DRAM刷新访问不同之处在于：对刷新来说，不需要MUX、UCAS和LCAS。

在T3的上升沿，状态机A等待状态机B中断此序列。如果MUX有效（DRAM读或写），它将保持有效。

有下一个降沿，状态机B采样总线状态信号。如果状态信号仍然有效，则此状态为等待状态Tw，状态机B保持在状态B1。如果这个状态是等待状态，并且RAS有效（DRAM访问），RAS保持有效；如果状态为等待状态，并且UCAS和LCAS有效（DRAM读或写），UCAS和LCAS保持有效。

在等待状态的上升沿，状态机A继续等待状态机B来中断此序列。如果MUX有效（DRAM读或写），则它在T3状态里保持有效。

如果微处理器状态信号无效，这个状态则是一个T4状态，状态机B从B1转到B2.如果状态是一个T4状态，并且RAS有效（DRAM访问），则RAST4状态，并且RAS有效（DRAM访问），则RAS逻辑也检测无效状态信号，并且XC95C36关闭RAS信号；如果状态是一个T4状态，并且UCAS和 LCAS有效（DRAM读或写），则CAS逻辑也采样总线状态信号；如果状态信号无效，则XC95C36关闭UCAS和LCAS信号。


在T4 的上升沿，状态机A采样状态机B的状态。在状态机B处于B2状态的情况下，状态机A从A2状态（DRAM访问）或A3状态（存储器读或写，但不是DRAM 访问）转到A0。如果MUX有效，MUX逻辑检查RAS的状态；如果RAS无效（指示一个终止周期），XC95C36关闭MUX。

在下一个CLKOUT下降沿，状态机B无条件地从状态B2转到B0，终止DRAM序列。控制转移给状态机A。