<think>我们面对的是一个电子天平的多段线性校准问题，使用24位ADC，并且要求用51汇编语言编写程序。
电子天平的校准通常需要多段线性校准（例如，在不同的重量段使用不同的校准系数），以补偿传感器的非线性。
假设我们有一个24位的ADC，其输出值范围是0到2^24-1（0xFFFFFF）。我们需要将ADC的原始读数转换为实际重量。
多段线性校准的基本思路：
1. 将整个量程分成若干段（例如，根据重量或ADC值分段）。
2. 在每一段内，使用线性关系：重量 = k * ADC值 + b，其中k和b是该校准段的系数。
3. 我们需要根据ADC值的大小判断它属于哪一段，然后使用该段的系数进行计算。
步骤：
1. 定义校准段的结构：包括该段的起始ADC值（或结束ADC值）、斜率k、截距b。
2. 存储多个校准段（例如，使用数组或表格存储）。
3. 读取ADC值，然后查找它所在的校准段。
4. 使用该段的校准系数计算重量。
由于51单片机的资源有限（尤其是内存和计算能力），我们需要考虑：
- 如何高效地存储校准系数（使用浮点数？定点数？）
- 如何高效地进行分段查找（线性查找？二分查找？）
- 如何高效地进行计算（避免浮点运算，使用整数运算或长整数运算）
假设我们使用定点数表示k和b。例如，使用32位整数，其中前16位表示整数部分，后16位表示小数部分（Q16.16格式）。
但是，51单片机是8位机，处理32位整数运算比较麻烦，而且我们有24位的ADC值，计算时可能需要48位或64位中间结果。
另一种思路：将k和b表示为整数和分数部分，或者使用查表与插值结合的方法。但多段线性校准要求分段，每段用不同的k和b。
由于51汇编的资源限制，我们可能只能处理很少的分段（例如3-5段）。我们假设分段点已经按照ADC值从小到大排序。
程序流程：
1. 读取ADC值（24位，存储在3个字节中，假设为R4, R5, R6，其中R4为最高字节，R6为最低字节）。
2. 将ADC值组合成一个24位整数（或32位整数，高位补0）。
3. 从第一段开始，检查ADC值是否小于等于当前段的结束值，如果是，则使用该段的系数。
否则，检查下一段，直到找到合适的段。
4. 使用该段的k和b计算重量：weight = k * adc + b
这里k和b都是定点数（例如Q16.16），所以计算过程需要做定点乘法，然后加上b。
由于51汇编没有乘法指令（只有8位乘法），所以我们需要自己编写多字节乘法（24位或32位乘以32位，得到64位结果，然后取需要的部分）。
考虑到复杂度，我们可能需要简化：
1. 使用16位的k和b（但精度不够，因为ADC是24位的，所以系数可能需要更高精度）。
2. 或者将k和b表示为整数，然后使用移位来调整小数部分（比如k=1234表示0.1234，然后计算时先乘后除）。
这里我们采用第二种简化：使用32位整数表示k和b，但k和b都是放大了10000倍的整数（相当于4位小数）。这样计算：
weight = (k * adc) / 10000 + b
但是注意：k*adc可能是一个很大的数（24位乘以32位，最大可能需要56位），而51单片机处理这么大的数比较困难。
另一种方案：将k分解为整数部分和小数部分，然后分别计算。但这样会增加计算步骤。
考虑到51单片机的性能，我们可能只能做少量分段，并且每段使用简单的线性关系。
下面我们使用51汇编语言实现一个简单的多段线性校准。假设我们有3个分段，每个分段的结束点（上限）和对应的k、b（32位整数，放大10000倍）存储在表格中。
存储结构：
表格中每个分段占9个字节：3字节ADC结束值（24位），4字节k（32位），4字节b（32位）。注意：结束值从小到大排列。
步骤：
1. 读取ADC值（24位，假设存储在R4,R5,R6，其中R4为最高字节，R6为最低字节）。
2. 将ADC值转换为32位（高8位为0，存储在R3,R4,R5,R6，其中R3=0，R4,R5,R6为原来的三个字节，这样便于后续比较和计算）。
3. 设置一个指针指向分段表格的起始地址。
4. 循环比较ADC值是否小于等于当前分段的结束值（32位）：
- 如果小于等于，则使用当前分段的k和b。
- 如果大于，则指针移动到下一个分段（每个分段占9个字节）。
5. 找到分段后，计算：weight = (k * adc) / 10000 + b
这里乘法是32位乘以32位，得到64位乘积。然后除以10000（相当于取乘积的高32位并调整？实际上需要整个64位除以10000，得到32位整数部分）。
但是51汇编实现64位除以32位比较困难。
由于计算复杂度，我们可能需要简化系数，例如将k表示为16位整数和16位小数（Q16.16），然后计算：
weight = ( (k * adc) >> 16 ) + b
这样避免了除法，但需要64位乘法（32位乘32位）并取高32位（右移32位，实际上需要右移16位？注意：Q16.16乘以24位整数，得到40位，然后右移16位得到24位整数）。
我们采用Q16.16格式表示k，b则用32位整数（表示重量，单位可能是0.01g，所以b也可以是Q16.16，但重量输出时再调整）。
重新定义：
k: 32位整数，高16位为整数部分，低16位为小数部分（Q16.16）。
b: 32位整数，同样Q16.16格式（或者b的单位与重量单位一致，我们输出时再转换）。
计算：weight = (k * adc) >> 16 + b
但是注意：k*adc的结果是48位（32位k乘以24位adc，最大48位），然后右移16位，得到32位整数（高32位被丢弃？实际上需要48位结果右移16位，得到32位）。
计算步骤：
1. 将k（32位）和adc（24位，扩展为32位）相乘，得到64位乘积（实际上我们只需要48位）。
2. 取乘积的[47:16]位（即高32位中的低16位和低32位中的高16位组成32位整数）作为乘积分数的整数部分。
3. 然后加上b（32位）。
但是51汇编实现32位乘法需要多个步骤，我们使用多个寄存器，编写一个32位乘32位得到64位的乘法子程序。
由于51资源有限，我们可能只能使用3段校准，且每段使用固定的9字节存储（3字节结束点，4字节k，4字节b）。表格以0xFF,0xFF,0xFF（表示最大ADC值）作为结束标志。
我们假设已经将校准表存储在代码区（使用DB指令）。
程序结构：
1. 读取ADC值，存入ADC_VALUE（3字节）
2. 将ADC_VALUE扩展为32位（高8位为0），存入ADC_32: 4字节（R3=0, R4,R5,R6为ADC值）
3. 初始化表格指针DPTR指向分段表
4. 循环查找分段：
读取当前分段的结束值（3字节）并组合成32位（高8位补0），与ADC_32比较。
如果ADC_32 <= 分段结束值，则跳出循环，使用当前分段系数。
否则，DPTR+=9，指向下一分段。
如果当前分段结束值是0xFFFFFF（即24位全1），则使用该分段（最后一段）。
5. 找到分段后，读取4字节k和4字节b（k和b都是Q16.16格式，小端模式存储？即低字节在前）。
6. 计算：weight = (k * adc) >> 16 + b
需要调用32位乘法子程序（32位乘32位，得到64位结果），然后取结果的高32位（实际上需要取第32位到第63位，共32位）作为乘法的整数部分（相当于右移16位），然后加上b。
7. 输出weight（4字节）。
由于51汇编的复杂性，下面我们给出一个简化的框架代码，并假设一些寄存器分配。
注意：51汇编中，乘法指令MUL AB是8位乘8位，结果为16位（存放在A和B中）。因此，32位乘法需要分解为多个8位乘法和加法。
我们定义一些变量和寄存器：
ADC_32: 32位ADC值，地址为30H~33H（30H为最高字节，33H为最低字节？但通常低字节在低地址，所以这里我们使用小端模式：33H:最高字节？不，通常我们定义：
30H: 最低字节（LSB）
31H
32H
33H: 最高字节（MSB，且为0）
但实际上24位ADC值，我们扩展为32位后，最高字节为0，最低字节为原ADC的最低字节。所以：
33H: 0 (高8位)
32H: 原ADC高8位
31H: 原ADC中8位
30H: 原ADC低8位
表格存储格式（小端模式）：
分段结束值：3字节（低8位在前，高8位在后），然后是k（4字节，低8位在前），b（4字节，低8位在前）。
例如：分段结束值为0x123456，则存储为：56H, 34H, 12H
k=0x12345678，存储为：78H,56H,34H,12H
b=0x9ABCDEF0，存储为：F0H,DEH,BCH,9AH
查找分段时，将表格中的3字节结束值读出来，扩展为32位（高8位补0），然后与ADC_32（32位）比较。
比较32位：从高字节到低字节比较。
乘法子程序：我们将使用一个通用的32位乘32位得到64位的乘法子程序。输入：两个32位数（地址分别为M1和M2），输出：64位结果（地址为PROD，8个字节）。
然后，我们取乘法结果的第32位到第63位（即高32位）作为乘法右移16位后的整数部分？实际上，Q16.16格式的k乘以24位整数（扩展为32位）后，得到48位，右移16位相当于取高32位（包括16位整数和16位小数）。但注意，我们只需要整数部分？不，我们要求输出重量也是Q16.16格式，所以最后结果也是32位（Q16.16），那么整个计算过程可以保持精度。
计算步骤：
64位乘积 = k * adc （k是Q16.16，adc是整数）
乘积可以看作Q16.16（因为k是Q16.16，adc是整数，所以乘积是Q16.16）
因此，我们只需要取乘积的32位整数部分（即高32位）作为整数部分，但实际上Q16.16格式要求32位结果中高16位是整数，低16位是小数。而这里我们直接取乘积的高32位（相当于乘积右移16位）就是k*adc的Q16.16表示。
然后加上b（也是Q16.16）得到最终重量（Q16.16）。
因此，我们只需要取64位乘积的高32位，然后与b相加（32位加法）即可。
但是，由于我们只取高32位，而乘法得到64位，所以我们需要将64位乘积的中间32位（即第16位到第47位）作为结果？不对，应该是：
乘积的64位：从高到低：bit63~bit0
k是Q16.16，所以k的整数部分在bit31~bit16，小数部分在bit15~bit0。
adc是整数，所以adc在bit31~bit0（但实际adc只有24位，所以bit31~24为0）。
乘积的整数部分在bit47~bit16（因为整数部分最大为(2^16-1)*(2^24-1)≈2^40，所以需要40位，而小数部分在bit15~bit0，以及bit16~bit31中有一部分？）
实际上，Q16.16乘以整数，得到的结果是Q16.16（即整数部分在47~32位？不对，重新计算）：
k = K_int + K_frac/65536 (K_int是整数部分，K_frac是小数部分)
adc = N (整数)
k * adc = K_int * N + (K_frac * N) / 65536
所以，乘积的整数部分是K_int*N，小数部分是(K_frac*N) mod 65536，但还有进位问题。
在64位乘积中：
高32位：包含了K_int*N的高32位以及(K_frac*N)的高16位产生的进位等。
实际上，我们想要的是整个乘积的整数部分（即取整），那么我们可以取乘积的bit47~bit16作为32位整数（即右移16位），但这样会丢失小数部分。
而我们的要求是得到Q16.16格式的结果，所以实际上整个64位乘积右移16位后，得到的低32位就是乘积的Q16.16格式（高32位被丢弃，因为右移16位后，原来64位的[63:16]变成了[47:0]，然后我们取这48位的低32位作为结果？不对，应该是取整个64位乘积的[47:16]作为32位结果？）
具体：64位乘积，我们记作P63~P0。
右移16位后，我们得到P63~P16（即P63~P16变成47:0，而P15~P0被移出）。我们取这48位结果的低32位（即P47~P16）作为32位整数？但是这样我们只得到了整数部分，而小数部分丢失了。
实际上，Q16.16乘以整数后，结果还是Q16.16，所以我们需要取乘积的[47:16]作为32位结果（其中高16位是整数部分，低16位是小数部分）？不对，应该是：
乘积的[47:0]表示整个数值（整数部分和小数部分），而我们需要的是Q16.16，即32位，所以可以取乘积的[47:16]作为结果（32位），而[15:0]被丢弃（相当于取整到16位小数）。
因此，计算步骤：
64位乘积 = k * adc
结果 = 乘积的[47:16]（32位） （即从高到低：乘积的第47位到第16位，共32位）
然后加上b（32位）
所以，我们不需要完整的64位，只需要48位，然后取中间32位。
乘法子程序输出64位，我们只需要取其中4个字节（第3字节到第6字节，假设64位乘积存储为8个字节：byte0（LSB）... byte7（MSB）），那么：
乘积的[47:16]对应：byte2（低8位）、byte3、byte4、byte5（高8位）？不对，因为byte0是最低字节（bit0~7），byte1（8~15），byte2（16~23），byte3（24~31），byte4（32~39），byte5（40~47），byte6（48~55），byte7（56~63）。
所以[47:16]是32位：bit47~bit16，对应byte2（bit16~23）、byte3（24~31）、byte4（32~39）、byte5（40~47）？不对，应该是：
bit16~23在byte2，bit24~31在byte3，bit32~39在byte4，bit40~47在byte5。所以我们需要byte2,byte3,byte4,byte5这4个字节（共32位）作为结果。
因此，乘法结果存储为8个字节（地址从MUL_RES: 60H~67H，60H为最低字节）：
60H: byte0 (bit0~7)
61H: byte1 (bit8~15)
62H: byte2 (bit16~23)
63H: byte3 (bit24~31)
64H: byte4 (bit32~39)
65H: byte5 (bit40~47)
66H: byte6 (bit48~55)
67H: byte7 (bit56~63)
我们需要取62H,63H,64H,65H这4个字节（即从62H开始的4个字节）作为k*adc的Q16.16结果。
然后与b（32位）相加，得到最终重量。
下面我们开始编写代码框架。由于全部代码很长，我们只写出关键部分，并省略一些子程序（如乘法子程序）的详细代码，但会描述其功能。
假设：
R0, R1, R2, R3, R4, R5, R6, R7 用于临时寄存器。
DPTR 用于表格指针。
ADC值存储在ADC_32: 30H~33H（小端：30H:LSB, 33H:MSB=0）
weight结果存储在40H~43H（小端：40H:LSB, 43H:MSB）
步骤：
1. 初始化：
MOV DPTR, #TABLE_START ; 分段表起始地址
2. 分段查找循环：
SEG_LOOP:
; 读取当前分段的结束值（3字节）到R2,R1,R0（R0=低字节，R1=中字节，R2=高字节）
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV R0, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV R1, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV R2, A
INC DPTR
; 将结束值扩展为32位（高8位为0），所以32位结束值为：00,R2,R1,R0 (小端：低地址存低字节，高地址存高字节)
; 与ADC_32（30H~33H）比较，注意ADC_32小端：30H:LSB, 31H, 32H, 33H:MSB=0
; 比较32位：从高到低
; 先比较高字节（33H和00）: 33H=0，所以相等，则比较次高字节（32H和R2）
MOV A, 32H ; ADC_32的次高字节（原ADC高8位）
CJNE A, 02H, COMPARE_DONE ; 与R2比较，不相等则跳转（注意：R2是当前分段结束值的高字节）
; 相等则比较下一字节
MOV A, 31H ; ADC_32的中间字节
CJNE A, 01H, COMPARE_DONE ; 与R1比较
MOV A, 30H ; ADC_32的低字节
CJNE A, 00H, COMPARE_DONE ; 与R0比较
COMPARE_DONE:
JC FOUND_SEG ; 如果借位（C=1）表示ADC_32 < 当前结束值，则找到分段
; 否则，ADC_32>=当前结束值，需要检查下一段
; 但是，如果当前结束值是0xFFFFFF（即R2=0xFF, R1=0xFF, R0=0xFF），则说明是最后一段，使用该段
CJNE R2, #0FFH, NOT_LAST
CJNE R1, #0FFH, NOT_LAST
CJNE R0, #0FFH, NOT_LAST
JMP FOUND_SEG ; 是最后一段
NOT_LAST:
; 移动到下一分段：DPTR增加6（因为已经读了3个字节的结束值，接下来要跳过6个字节（k和b）才能到下一段）
; 但是注意：我们之前已经增加了3次DPTR（每次读一个字节），所以当前DPTR指向k的第一个字节。
; 下一分段开始位置：当前DPTR+8（因为k有4字节，b有4字节，共8字节），所以：
MOV A, DPL
ADD A, #8
MOV DPL, A
MOV A, DPH
ADDC A, #0
MOV DPH, A
JMP SEG_LOOP
FOUND_SEG:
; 当前DPTR指向k的第一个字节（小端，低字节在前）
; 读取k（4字节）到32位变量K（地址为50H~53H，小端：50H=LSB, 53H=MSB）
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV 50H, A ; K的LSB
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV 51H, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV 52H, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV 53H, A ; K的MSB
INC DPTR
; 读取b（4字节）到32位变量B（地址为54H~57H，小端）
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV 54H, A ; B的LSB
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV 55H, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV 56H, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV 57H, A ; B的MSB
; 现在有K（50H~53H）和ADC_32（30H~33H），需要计算32位乘法：K * ADC_32，得到64位乘积（存储在60H~67H）
; 调用32位乘法子程序，输入：乘数1（K）地址50H，乘数2（ADC_32）地址30H，输出：64位结果60H~67H
CALL MULT32_32
; 取乘积的[47:16]即4个字节：62H,63H,64H,65H（因为60H:bit0-7, 61H:8-15, 62H:16-23, 63H:24-31, 64H:32-39, 65H:40-47, 66H:48-55, 67H:56-63）
; 将这4个字节（62H~65H）存入一个32位变量TEMP（地址44H~47H，小端：44H=62H, 45H=63H, 46H=64H, 47H=65H）
MOV 44H, 62H
MOV 45H, 63H
MOV 46H, 64H
MOV 47H, 65H
; 然后计算 weight = TEMP + B
; 32位加法：TEMP（44H~47H） + B（54H~57H） -> 40H~43H（weight）
CLR C
MOV A, 44H
ADD A, 54H
MOV 40H, A
MOV A, 45H
ADDC A, 55H
MOV 41H, A
MOV A, 46H
ADDC A, 56H
MOV 42H, A
MOV A, 47H
ADDC A, 57H
MOV 43H, A
; 完成，weight存储在40H~43H（小端）
3. 乘法子程序MULT32_32：32位乘32位得到64位。
由于51汇编没有直接支持，我们需要使用多个8位乘法和加法。这里我们提供一个框架，具体实现需要仔细设计。
我们使用经典的“移位和相加”方法，或者使用多个MUL指令并组合部分积。
这里我们使用部分积的方法：将两个32位数分解为4个字节，然后两两相乘，再将部分积累加。
具体步骤省略，因为这是一个非常长的子程序。可以参考标准32位乘法汇编实现。
4. 表格定义：
例如，三段校准：
TABLE_START:
; 第一段：结束值=0x123456, k=0x00010000 (1.0), b=0
DB 56H, 34H, 12H ; 结束值（小端）
DB 00H,00H,00H,00H ; k: 0x00000000? 不对，0x00010000的小端：00,00,01,00 -> 实际存储：00H,00H,01H,00H（注意：小端：低地址存低字节）
DB 00H,00H,00H,00H ; b
; 第二段：结束值=0x56789A, k=0x00020000 (2.0), b=0
DB 9AH,78H,56H ; 结束值
DB 00H,00H,02H,00H ; k
DB 00H,00H,00H,00H ; b
; 第三段：结束值=0xFFFFFF, k=0x00030000 (3.0), b=0
DB 0FFH,0FFH,0FFH ; 结束值
DB 00H,00H,03H,00H ; k
DB 00H,00H,00H,00H ; b
注意：以上代码仅为框架，实际实现时需要完整的乘法子程序，并且需要处理进位等。
由于51汇编的复杂性和代码长度，这里我们无法提供完整的、可立即使用的代码，但提供了设计思路和关键步骤。
另外，实际应用中，可能需要更高效的算法，或者使用查表法（如果分段点不多）等。
总结：多段线性校准的关键是分段查找和线性计算。在51汇编中，由于资源限制，我们使用32位定点数（Q16.16）表示系数，并采用分段比较查找，然后进行乘法运算。
最后，我们输出32位的重量值（Q16.16格式），上位机可以根据需要转换为实际重量（例如，除以65536得到整数部分）。
注意：以上代码假设了存储顺序（小端模式）和寄存器分配，实际使用时需要根据具体硬件调整。
由于汇编代码较长且复杂，这里只给出关键部分的伪代码，实际开发时需要仔细调试。
下面，我们给出一个简化的32位乘法子程序的框架（不完整，仅示意）：</think>### 电子天平多段线性校准24位51汇编程序
#### 解决方案
以下是基于8051单片机的多段线性校准汇编程序，适用于24位ADC电子天平。程序通过分段线性校准补偿传感器非线性，使用定点数运算（Q16.16格式）保证精度。
```assembly
; 定义变量地址
ADC_LOW EQU 30H ; ADC低字节 (LSB)
ADC_MID EQU 31H ; ADC中字节
ADC_HIGH EQU 32H ; ADC高字节 (MSB)
K_BASE EQU 50H ; 斜率k存储基址 (4字节)
B_BASE EQU 54H ; 截距b存储基址 (4字节)
TEMP EQU 44H ; 临时变量 (4字节)
WEIGHT EQU 40H ; 重量结果 (4字节)
; 主程序入口
ORG 0000H
LJMP MAIN
; 多段线性校准主程序
MAIN:
; 1. 读取ADC值 (假设已存储在30H-32H)
; 2. 查找校准分段
MOV DPTR, #CAL_TABLE ; 校准表起始地址
SEARCH_LOOP:
; 读取分段结束值 (3字节)
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV R0, A ; 结束值低字节
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV R1, A ; 结束值中字节
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV R2, A ; 结束值高字节
INC DPTR
; 比较ADC与结束值 (32位比较)
MOV A, ADC_HIGH
CJNE A, 02H, COMP_DONE ; 比较高字节
MOV A, ADC_MID
CJNE A, 01H, COMP_DONE ; 比较中字节
MOV A, ADC_LOW
CJNE A, 00H, COMP_DONE ; 比较低字节
COMP_DONE:
JC FOUND_SEG ; 若ADC<=结束值则跳转
; 检查是否最后一段 (结束值=0xFFFFFF)
CJNE R2, #0FFH, NEXT_SEG
CJNE R1, #0FFH, NEXT_SEG
CJNE R0, #0FFH, NEXT_SEG
SJMP FOUND_SEG
NEXT_SEG:
; 移动到下一分段 (跳过k和b共8字节)
MOV A, DPL
ADD A, #8
MOV DPL, A
MOV A, DPH
ADDC A, #0
MOV DPH, A
SJMP SEARCH_LOOP
FOUND_SEG:
; 读取斜率k (4字节小端)
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV K_BASE, A ; k_LSB
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV K_BASE+1, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV K_BASE+2, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV K_BASE+3, A ; k_MSB
INC DPTR
; 读取截距b (4字节小端)
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV B_BASE, A ; b_LSB
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV B_BASE+1, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV B_BASE+2, A
INC DPTR
CLR A
MOVC A, @A+DPTR
MOV B_BASE+3, A ; b_MSB
; 3. 计算 weight = (k * adc) >> 16 + b
LCALL MULT32_32 ; 调用32位乘法 (k * adc)
; 取乘积[47:16]作为中间结果
MOV TEMP, 62H ; 62H: bit16-23
MOV TEMP+1, 63H ; 63H: bit24-31
MOV TEMP+2, 64H ; 64H: bit32-39
MOV TEMP+3, 65H ; 65H: bit40-47
; 4. 加上截距b (32位加法)
CLR C
MOV A, TEMP
ADD A, B_BASE
MOV WEIGHT, A ; 结果LSB
MOV A, TEMP+1
ADDC A, B_BASE+1
MOV WEIGHT+1, A
MOV A, TEMP+2
ADDC A, B_BASE+2
MOV WEIGHT+2, A
MOV A, TEMP+3
ADDC A, B_BASE+3
MOV WEIGHT+3, A ; 结果MSB
; 此时WEIGHT中为最终重量值 (Q16.16格式)
SJMP $
; 32x32位乘法子程序 (输入: K_BASE*4, ADC_32*4; 输出: 60H-67H)
MULT32_32:
; 具体实现需用8位乘法组合64位积
; (此处省略详细代码, 约需40-60条指令)
RET
; 校准表定义 (小端格式)
CAL_TABLE:
; 段1: 结束值=0x123456, k=1.0 (0x00010000), b=0
DB 56H, 34H, 12H ; 结束值
DB 00H,00H,01H,00H ; k=0x00010000 (Q16.16)
DB 00H,00H,00H,00H ; b=0
; 段2: 结束值=0x89ABCD, k=1.5 (0x00018000), b=1000 (0x000003E8)
DB 0CDH,0ABH,89H ; 结束值
DB 00H,80H,01H,00H ; k=0x00018000
DB 0E8H,03H,00H,00H ; b=0x000003E8
; 段3: 结束值=0xFFFFFF (最后一段)
DB 0FFH,0FFH,0FFH
DB 00H,00H,02H,00H ; k=2.0
DB 00H,00H,00H,00H ; b=0
END
```
#### 代码解释
1. **变量定义**：
- `ADC_LOW/MID/HIGH`：存储24位ADC原始值（小端模式）
- `K_BASE/B_BASE`：存储校准系数（Q16.16格式）
- `WEIGHT`：最终重量结果（Q16.16）
2. **分段查找流程**：
- 逐段比较ADC值与分段结束值（32位比较）
- 若ADC≤结束值或遇到最后一段（0xFFFFFF）则使用该段系数
- 校准表按`[结束值(3B), k(4B), b(4B)]`结构存储
3. **核心计算**：
```assembly
weight = (k * adc) >> 16 + b ; Q16.16格式运算
```
- `MULT32_32`：32位乘法（需自定义，输出64位到60H-67H）
- 取乘积的`[47:16]`位（62H-65H）相当于右移16位
- 32位加法叠加截距b
4. **Q16.16格式**：
- 高16位：整数部分（0~65535）
- 低16位：小数部分（精度1/65536≈0.000015）
- 例：`0x00010000` = 1.0，`0x00018000` = 1.5
5. **校准表示例**：
```assembly
DB 56H,34H,12H ; 结束值=0x123456
DB 00H,00H,01H,00H ; k=1.0 (0x00010000)
DB 00H,00H,00H,00H ; b=0
```
#### 关键优化点
1. **分段策略**：按传感器非线性特征划分3-5段
2. **快速查找**：顺序比较（分段少时效率足够）
3. **定点运算**：避免浮点开销，Q16.16平衡精度与性能
4. **小端存储**：匹配51架构特性提高存取效率
#### 使用示例
1. 将ADC原始值存入30H-32H（24位小端）
2. 执行程序后重量结果在40H-43H（Q16.16格式）
3. 转换实际重量：
```c
float weight = (result >> 16) + (result & 0xFFFF) / 65536.0;
```
---
###
本文介绍了一段汇编语言代码示例，该代码用于将包含10个带符号数的数组分为正数数组和负数数组。此外，还提供了不同品牌空调室温和管温传感器的阻值信息。
扫一扫
1622
被折叠的 条评论
为什么被折叠?
到【灌水乐园】发言
