Studopediya

КАТЕГОРИЯ:


Астрономия- (809) Биология- (7483) Биотехнологии- (1457) Военное дело- (14632) Высокие технологии- (1363) География- (913) Геология- (1438) Государство- (451) Демография- (1065) Дом- (47672) Журналистика и СМИ- (912) Изобретательство- (14524) Иностранные языки- (4268) Информатика- (17799) Искусство- (1338) История- (13644) Компьютеры- (11121) Косметика- (55) Кулинария- (373) Культура- (8427) Лингвистика- (374) Литература- (1642) Маркетинг- (23702) Математика- (16968) Машиностроение- (1700) Медицина- (12668) Менеджмент- (24684) Механика- (15423) Науковедение- (506) Образование- (11852) Охрана труда- (3308) Педагогика- (5571) Полиграфия- (1312) Политика- (7869) Право- (5454) Приборостроение- (1369) Программирование- (2801) Производство- (97182) Промышленность- (8706) Психология- (18388) Религия- (3217) Связь- (10668) Сельское хозяйство- (299) Социология- (6455) Спорт- (42831) Строительство- (4793) Торговля- (5050) Транспорт- (2929) Туризм- (1568) Физика- (3942) Философия- (17015) Финансы- (26596) Химия- (22929) Экология- (12095) Экономика- (9961) Электроника- (8441) Электротехника- (4623) Энергетика- (12629) Юриспруденция- (1492) Ядерная техника- (1748) Arhitektura- (3434) Astronomiya- (809) Biologiya- (7483) Biotehnologii- (1457) Военни бизнесмен (14632) Висока technologies- (1363) Geografiya- (913) Geologiya- (1438) на държавата (451) Demografiya- ( 1065) Къща- (47672) журналистика и смирен (912) Izobretatelstvo- (14524) външен >(4268) Informatika- (17799) Iskusstvo- (1338) историята е (13644) Компютри- (11,121) Kosmetika- (55) Kulinariya- (373) културата е (8427) Lingvistika- (374) Literatura- (1642) маркетинг-(23702) математиците на (16968) Механична инженерно (1700) медицина-(12668) Management- (24684) Mehanika- (15423) Naukovedenie- (506) образователна (11852) truda- сигурност (3308) Pedagogika- (5571) Poligrafiya- (1312) Politika- (7869) Лево- (5454) Priborostroenie- (1369) Programmirovanie- (2801) производствено (97 182 ) индустрия- (8706) Psihologiya- (18388) Religiya- (3217) Svyaz (10668) Agriculture- (299) Sotsiologiya- (6455) на (42831) спортист строително (4793) Torgovlya- (5050) транспорт ( 2929) Turizm- (1568) физик (3942) Filosofiya- (17015) Finansy- (26596) химия (22929) Ekologiya- (12095) Ekonomika- (9961) Electronics- (8441) Elektrotehnika- (4623) Мощност инженерно ( 12629) Yurisprudentsiya- (1492) ядрена technics- (1748)

Алгоритми на функциониране на цифрови машини




Racing в машината 3.2. Protivogonochnoe кодиране 3.2.1. Същността на алгоритъма и отприщването на държави 3.2.2. Пример protivogonochnogo кодиране 3.2.3. Съседните страни на кодиране 3.3 машина. Кодиране на държави и сложността на комбинационни схеми 3.3.1. Кодиране на държави и CS 3.3.2. Encoding изходни сигнали и CS 3.3.3. Трудност рейтинг CS 3.3.4. Пример за кодиране на състояния на автомата

Кодиране на машина държави

3.1. Racing в машината

Задачата на кодови състояния е една от основните цели на каноничната метода на структурните синтез машини. Encoding е да се създаде едно-към-едно кореспонденция между зададете = {1 ,. , , И M} държавната машина и разнообразие от R-компонент вектори {K 1 ,. , , , R M}, K m = (е m1 ,, д н ... ), където Е н - R-ти състояние на елемента на паметта, г = 1. , , , Р. Ако електронна н {0, 1}, т.е., азбуката на състояния на елементите памет Binary, R ] Вход 2 M [. Освен това, за по-голяма простота ще използваме като елементи памет RS-джапанки, които ще бъдат отбелязани с T 1. , , T R.

Преместете машината от едно състояние в друго се извършва чрез промяна на състоянието на елементите на паметта. По този начин, ако преходите на машината от състояние м код 0101 в държавата, както и код 1001, това означава, че промените в тригер Т1 от състоянието 0 до състояние 1, при пускане на Т2 - от състояние 1 до състояние 0 и държавните спусъците Т3 и Т 4 не се променя.

т.нар конкурса може да се появи, когато работата на машината. Феноменът на конкуренцията произтича от факта, че елементите на паметта са различни, но достатъчно близо до времето на работа. В допълнение, различни закъснения възбуждане сигнали към входните канали на елементарните машините в логически вериги с различна дължина. Ако преместите устройството от едно състояние в друго, трябва да сменят статута няколко елемента за съхранение, конкуренцията между тях да започне. В един елемент, който ще спечели състезанието, което е, промяна на тяхното състояние по-рано от други елементи могат, чрез обратна връзка, за да се променят някои сигнали на входовете на елементи за съхранение преди другите елементи, които участват в състезания, за да променят своето състояние. Това може да доведе до преход машинно състояние, при условие, че не се брои. Ето защо, по време на преход от държавен м в състояние S и под влиянието на входния сигнал Z F (фиг. 1а) може да бъде автоматично в някои междинно състояние и к а л или в зависимост от това дали елементът на паметта ще спечели конкурса. Ако след това в същото входния сигнал от устройството, и к а л отидат в състояние ите, тогава такива състезания са валидни, или не са критични. Ако тази машина е преход, например, както в J K а и под действието на същия сигнал Z е (фиг. 1b), устройството може да се движи в J, а не като правилна работа и по този начин ще бъдат разделени. Тези състезания се наричат ​​критични състезания или надбягвания. Когато кодираща състезателни условия трябва да бъдат премахнати. Encoding с раси на отстраняване наречени protivogonochnym.



Един от начините за премахване на състезанието е тактовата входните сигнали на автоматните импулси с определена продължителност. Предполага се, че в допълнение към входните канали х 1. , , , X L е един от стр канал часовник генератор (ICG), който подава сигнал р = 1 в момента на импулса пристигане и р = 0 в нейно отсъствие. В това отношение на входния сигнал при прехода м, S) не е Z е, за PZ е. След това, ако пулса продължителност т р е по-малко от най-краткия път с тактова честота обратна комбинация сигнал верига, от точката на преход в междинното състояние на к (фиг. 1б), на сигнала R е равна на нула и следователно, ЗЗ е = 0, че елиминира раса.

Друг начин за премахване на състезанието се състои от въвеждане на двойна памет (фиг. 2). В този случай, всяка клетка памет се дублира, преброяването от по-ниската към горната клетка на паметта се случва, когато не времето на импулса (р = 0). Сигналите за обратна връзка за функцията за възбуждане и автоматични функции изход са отстранени от най-горния ред спусъците. По този начин, на срещата, може да се случи само между долните спусъците обратна сигнали няма да се променят, докато г е нула. Но след въвеждане PZ е, също е нула, и следователно не може да бъде раси.


3.2. Protivogonochnoe кодиране

3.2.1. Същността на алгоритъма и отприщването на държавната

Нека ( , ) И ( , ) - Два чифта двоични кодове с дължина R. Тези двойки се наричат ​​разединени, ако по някаква I (1 аз I) I-цифрен код предполага стойността 1 в двойката ( , ) И чифт обратна стойност ( , ). Ако това не се спазва, двойката каза, че са свързани.

Теорема. Машината, чието състояние се кодира двоични кодове на краен дължина, раса не единствено и само ако, за всеки две преходи м, а) и (к, а л) в една и Г, срещащи се под влиянието на същия входен сигнал, съответстващ на двойката отделя.

protivogonochnogo алгоритми се основава на тази теорема, идеята е, както следва: последователно през всички двойки от преходите, които имат поне един общ входен сигнал, изпълнява тези реализации, трябва да присвоите към редиците на тези кодови стойности на двойката членки кодове са се освободи.

Нека м, и) и (к, а л) чифт преходи на автомата, и , , , - Съответно, четирите кодекс гласи една м, S, A к , а л дължина аз.

Забележка. Четири кодове , , , Той се състои от 0, 1 и X.

Оползотворяване на двойки алгоритъм:
1. Ако по някаква R (1 R R) R-стойност категория четири , , , образуват комплект 0011, чифт преходи се счита за освободи и отива към следващата двойка.
2. Ако по някаква R (1 R R) R-стойност категория четири , , , Тя представлява един от наборите

трябва да се разшири определението за неопределено квартет стойности R-разряд, така че да формира набор от стойности на 0011. Преходът към следващата двойка.
3. Ако по някаква R (1 R R) R-стойност категория четири , , , Тя представлява съвкупност от 1100 освободи с чифт смята. Отидете на следващата двойка.
4. Ако по някаква R (1 R R) R-стойност категория четири , , , Тя представлява един от наборите

трябва да се разшири определението за неопределено квартет стойности R-разряд, така че да формира набор от стойности на 1100. Преходът към следващата двойка.

В резултат на избухването на двойки на дължина преходи код не е минимумът, тъй като При въвеждане на нови газоразрядни двойки могат да бъдат разделени, които са отделени по-рано. Затова protivogonochnogo алгоритъм за кодиране включва минимизиране на дължината на получените кодове на състоянието. Същността е както следва: 1 се изключва от кодовите битове, в резултат на някои пари може да бъде свързан. Приложни алгоритъм отключване. Изключване на друг 1 бит. Отново разгръщане алгоритъм използва. И така, докато дължината на кода вече не е намалена. Ако резултатът от алгоритъма ще бъде някои битове несигурно стойност, тогава те се определят произволно.


3.2.2. Пример protivogonochnogo кодиране

1. Оползотворяване на двойки на преходите
Помислете за алгоритъм за кодиране protivogonochnogo примера на машината, функцията за преход, който определя масата (T 3-1).

Двойки преходи, настъпващи под влияние на сигнали Z1, Z2, Z3 форма масиви М1, М2, М3.
M1 = ((А1, А2) (А2, А2), (A3, А4), (А4, А4), (А5, А6), (А6, А6)).
М2 = ((А1, А1), (А2, A3), (A3, A3), (А4, а1), (А5, A3)).
М3 = ((А2, А5), (A3, А7), (А5, А5), (а7 А7)).

Ние започваме да развърже двойката M1. Преход (А1, А2) не е необходимо да се развърже (А2, А2) като състояние А2 и А2 са еднакви. Няколко пасажи (А1, А2) и (a3, a4) ще отприщи въвеждането на променлива 1, като в (Т 3-2).

Двойката (А1, А2) и (a4, a4) са отделени, като двойката съответства на 0011. Четири чифта (А1, А2) и (a5, a6) форма четири 00HH че развързва до 0011, параграф 2 на алгоритъма - получите таблица Т. 3-3.

Сега отделени са двойки (а1, а2) и (А6, А6), (А2, А2) и (A3, А4), (А2, А2) и (А4, А4), (А2, А2) и (А5, А6 ), (А2, А2) и (А6 А6). Позовавайки се на двойката (a3, a4), (a5, a6) - двойката има четири 1111. Двойка nerazvyazannaya. Ние се въведе допълнителна променлива 2.

Други преходи в M1 масив са разединени.
По същия начин, за М2 и М3, за да получите една маса.

2. кодове за състояние Минимизиране
Таблица 3-6 Т. изключва първата колона на таблицата и да получите T. 3-7.

Започваме отново процеса на отключване. Оказва се, че от 2 не се освободи двойка (А1, А2) (А5, А6). Добавяне на друга променлива 5.

Всички останали двойки на 2 са отделени. Следваща правило 2.

При избухването на Т. 3-9 двойки не са задължителни, както е след проверка, че всички двойки се разделят. Друг минимизиране не е възможно, тъй като] ld7 [= 3 (3 променливи, 7 държави). След Изпълнения на X в таблица Т. 3-9 получаваме една маса Т. 3-10 protivogonochnogo кодиране.


3.2.3. Съседните страни на кодиране машина

Има един особен начин на кодиране - съседна кодиране. Състоянието на отсъствие от състезания в близкия кодиране винаги се извършва. Същността на това кодиране е, че 2 графика състояние свързано дъгата кодирани комплекти, които се различават само в една памет клетка. Има няколко алгоритми, но те не винаги са податливи на формализация.

Съседният кодиране, но не винаги е възможно. Изискването за графиката на автомата, което позволява съседни кодиране е както следва:
1) В колоната не трябва да бъде цикъла с нечетен брой върхове.

2) на двете съседни страни не трябва да имат повече от две държави, разположена между тях.


3.3. Кодиране на държави и сложността на комбинационни схеми

3.3.1. Кодиране на държави и COP

Припомнете синтез забавяне машина линии, които преходи маса T 4.

Таблица Т. състояние машина 15 е кодиран, както следва: К (А1) = 00 до (а2) = 01 (A3) = 11.

В резултат на синтеза, функцията за възбуждане има следната форма:

Ние кодира състоянието на машината, както следва: за (a1) = 01 до (а2) = 10, (a3) ​​= 00 преходи Т. Таблица 3-11 ще бъде:

От таблицата за възбуждане функция в синтеза на забавяне линии съвпада с таблицата за преход, директно от таблица Т. 3-11, има функциите на възбуждане.

Помислете алгоритъм, който се използва при кодиране на състояния и опростява функциите задвижване:
1), всеки от ние присвоява номер N м равен на броя на преходите в това състояние, или равен на броя на клоновете, принадлежащи към това състояние на графиката;
2) броят на N 1, N 2, ..., N M подредени в низходящ ред;
3) да посочи един тон в N T-големият кодиран код 0 ... 0000;
4) I-долу условия (I - броя на елементите памет) се кодира с код "1": (00..01), (00..10), ..., (10 ... 00);
5) след I-кодирани състояния на останалите кодове съдържа два "1".

Резултатът е кодиране, където повече преходи в определено състояние, по-малките блокове съдържа код за това състояние.


3.3.2. Кодираща изходните сигнали и COP

Подобни съображения могат да се използват, кодираща изходните сигнали на изходната функция се сведе до минимум. Припомнете трапезни изходи абстрактно V.5 С машина.

Поръчайте изходите на машината честотата на тяхната поява в таблицата за брой.
W3 - 3 пъти
W2 - 2 пъти
W1 - 1 пъти
W4 - 1 пъти
U1 - 2 пъти
U2 - 1 пъти

Възхвала на изхода на първия и втория вид, Т. 3-12, Т. 3-13.

Output Таблица сега ще бъде, както следва:

Директно от таблицата Т. 3-14 получава израз за изход функция:


3.3.3. Трудност рейтинг COP

Ние се въведе функция на тегло

- Разстояние между кодове и държави, и съм лидер, равен на броя на елементите, които променят стойността си, когато преход от държавен м в с.

Функцията W, сумата от продукти през всички възможни преходи, и предоставя оценка на сложността на Конференцията на страните. Колкото по-малка от стойността на функцията, толкова по-лесно на Конференцията на страните.

Помислете за един от най-популярните алгоритми:
1) матрица на колона

състояща се от различен брой двойки, така че в машината има преход от в R R;
2) осигурява редове в матрицата, така че състоянието
,
Това означава, че най-малко един от елементите на R-редове, съдържащи се във всеки от горните редове. За свързаните графики, винаги е възможно;
3) кодира състоянието на линия 1 на матрицата М такава, че

4) изтрит от M една линия, съответстваща на кодираните държави А1, b1
5) по силата на параграф 2, 1 на новата линия на М 1 елемент е кодирана 1. Друг елемент е обозначен с некодиран ;
6) избор от матрица М 1 всички линии, съдържащи Построява се матрица М , В тази матрица ние избираме набор от елементи, = ( е) F = 1, .., F, които вече са кодирани. Те означават к 1, К 2, ..., К F;
7) за всеки к F (е = 1, ..., F) се намира в непосредствена близост до множество кодове к е, и все още не са заети за състоянието кодиране машина. Този комплект
,
Възможно е

където в е е набор от кодове, в които минималното разстояние от източника на к е е равно на 2. Ако тази

ние правим повече

докато има
,
нека
,
8) за всеки код к ж намерите минималното разстояние между този код и всички кодове използва к е
,
9) намираме

Ако има преходи в машината от едно състояние в друго и обратно, влиза в преход тегло W ж два пъти.
10) от множеството D N изберете код к На което теглото W г = мин W ж. състояние К е кодиран код ,
11) на един кръст от M линии, където са кодирани и двата елемента. Качваме се на м 2. Ако там не е на един ред в нея, след това преминете към стъпка 12, в противен случай - до 5.
12) функция Изчисли
,
Оценка на качеството на е кодирането номер
,
където P - брой преходи. Стойността за к е в интервала [1 - I], по-близко до 1, по-добре машината.


3.3.4. Пример за кодиране на състояния на автомата

Помислете за представяне на автомат графика

Дъгите на входните графика и изходни сигнали не се дължат, тъй като те работят алгоритъм за кодиране членки не участват.

Изграждане на матрица М.

Код на първа линия: K 1 = 000, к 2 = 001. Ние поставяме тези кодове в картата Karnaugh.

От матрицата ние изтриване на първа линия и се получи матрица М 1.

Първият ред М 1 не е кодиран елемент = 4. Поставянето на тези матрични елементи.

М 4 вече е кодирана "2" елемент ==> комплект B = 4 (2). За елемента "2" с код 001 са изграждане на набор от C 1 2, който се получава чрез обръщане на елементите на този комплект.

2 януари = (101, 011).

На 2 януари се комбинират (ако са повече от един), и получаваме съюз D 1 4 = (101, 011). Намираме претегляне функционални елементи с изходния код

За елемента 4 и може да предприеме някое от следните кодове, като и двете са равни на един. Вземете код К = 4 101. го въвежда в картата Karnaugh

М 1 изтриване 1 линия и да получите 2 M

Първият ред на М 2 елемент не е кодирана = 5. Поставянето на Матрицата М 5

Комплектът 5 = (2, 4, 1). Кодовете на тези елементи: "2" - 001, "4" - 101, "1" - 000.

Неизползваните свързани кодове са:

Намери функции за претегляне:

Необходимо е да се предприемат редица което дава минималното разстояние: W 100 = мин (W 011, W 100, W 111, W 010).

Този код ще бъде кодиран елемент на 5 - к = 5 100.

М 2 Отстранете 1 линия и всички линии, в които са кодирани елементи

= 3 - некриптиран. Матрицата се състои от линии с некодирани елементи съвпада с матрица м3.

функции Тегло:

К3 = 100

Всички държави са кодирани.

Функцията тегло на машината:

Броят на преходи на автомата е 8 (Р = 8).

съотношение качество кодиране:

4.1. Firmware работни дискретни устройства
4.2. Диаграмата на графика (GAW)
4.2.1. Определение GAW
4.2.2. Пример GAW
4.2.3. В процеса на изпълнение на GAW
4.2.4. Пример за дискретно устройство за GSA

4.1. Firmware работни дискретни устройства

В описанието на широк клас от отделни системи в машина, компютри и телефония, че е подходящо да представлява система от две части:
1) работна единица (ОУ)
2) управляващият блок (CU)

В компютъра на обслужващите устройства включват памет блокове, регистри, разширители, канали за комуникация, енкодери и декодери. За контролиране на устройството е част от машината, който координира дейността на всички тези устройства определя последователността на промени в обработката на информация, т.е. алгоритмична функция на цифров машината. Целта е да се разработи устройство за управление въз време последователност от управляващи сигнали под въздействието на някои операция, която се извършва в работни устройства.

Понякога е препоръчително или многоетажно йерархична представителство на дискретна устройство или цифрова машина, пример за проектиране на цифров контрол на устройства (TSUU) компютри, аритметична единица се разглеждат като едно цяло, като част от оперативната. При проектирането на аритметичния блок, тя се откроява неговия автоматичен контрол и операционната част на аритметичния блок включва нейните регистри, ехидна, регистрират код и аритметични смени брояч.

Проблемът за синтез на управляващи уреди, като последица от редовен и тяхната висока повторяемост се разбира много добре и не представлява сериозен проблем. Ситуацията е различна с устройството за управление, която е най-малко регулиран част от цифров машината и напълно не повтаря по време на прехода от един цифров устройство към друго. Във връзка с този дизайн на устройството за управление е най-сложната и често проектиране цифрова машина след избора на основните части на операционната система, се намалява до дизайна на устройството за управление.

Поръчка на операциите в цифрова машина се определя от фърмуер, който е набор от микро-и логически условия. Под блока за микро-операции е елементарен процес на обработка на информация в дискретна система или някаква част от него, това е времето на един цикъл на машината.

За да изпълните специално микро-операция, администраторът трябва да се развие управляващи сигнали, които се наричат микро-сигнали и са означени: уп, п = {1, М}. Ако вашето устройство има няколко микро-продаван в същото време, тя е набор от микро-операции, ще се нарича фърмуера на: Y T = (у TU) , U = {1, U}. Ако у т = (у t1, ... , у ТУ, ..., у ТУ) - микро-оп, работа у Т1, ..., у ТУ, ..., Y Tu - извършени едновременно в един и същ момент от време автомати.

Ако U = 1, microinstruction у Т - състои се от една микро-операция. Възможен случай, когато U = 0, а след това на снимачната площадка на микро-формиращи microinstruction = празен. Y 0 - изпълнение на микро-равностойно на липсата на изпълнение на всяка от операциите на дялове. В случай на синхронни цифрови устройства, Y 0 microinstruction показва предаване удар когато няма сигнал идва от устройството за управление на устройството за управление.

Извършване на фърмуера е последователно изпълнение на определени микро-OPS, последователността се определя от логически или булеви функции ий. Набор от бинарни променливи х = (х л), L = {1, L} се подава към управляващия вход на устройството, ако всички различни microinstructions в микропрограмата, командата за всяка двойка Y I, Y J (I = J или I <> J) съответства на функцията ий. ако ий = 1, е допустимо да се извършват микро-ш й след микро-у,.

Ако фърмуера има същата microinstruction, те или намали един или преномерират, така че те имат различни номера. Очевидно е, че сред множеството функции IR, R = {1, R} по всяко време може да бъде равна на една повече от един. R - броя на различните микро-OPS във фърмуера. Ако се окаже, че броят на дялове на повече от един, а след това изпълнението на фърмуера може да не бъде определен, тъй със сигурност не може да се предскаже кой от микро-OPS ще бъде изпълнена следващия път, след като микро-у,.

За записване на фърмуера операционна дискретни устройства за записване на алгоритъм функция цифрова машина, използвана графиката-схеми на алгоритми за език (GAW), на логаритмични вериги алгоритми (LSA) и схеми за матрични алгоритми (ISA).


4.2. Брой диаграма

4.2.1. Определение GAW

GSA - е ориентирана свързан граф съдържаща върха на четирите вида:

Първоначалната пика на входа не, започнете и връх оператор има един изход, условно възел има два изхода (1.0), крайната пика на изход не разполага.

Граф трябва да отговарят на следните условия:
1) съдържа определен брой върхове, всяка от които принадлежи към един от видовете посочени по-горе;
2) има едно начало и един край връх;
3) входове и изходи на върховете са свързани помежду си с дъги, насочени от изхода към входа;
4) Всеки изход е свързан само с един вход;
5) Всеки вход е свързан с един изход;
6) За всеки връх, има най-малко един път от връх до връх край;
7) Един от изходите на условни върховете може да се свърже с неговия вход, което е недопустимо в началото на оператора;
8) Всеки конвенционален топ записва един от елементите на комплекта;
х = (х л) L = {1, L}, наричаме го множество логически условия, разрешени в различни конвенционални върховете се записват същите елементи на х;
9) В горната част на всеки оператор е писмено изявление или microinstruction у т подмножество на у = (у п) п = {1, N}, наричаме го подмножество на микро-OPS. у т = (у t1, ... , у ТУ, ..., Y Tu), U = {1, U};

0 Когато U = 0 у т =;

Предоставя се разрешение за запис в различни върхове оператора на същите подгрупи на микро-OPS.


4.2.2. Пример GAW

Да предположим, че операторът върховете GAW писмено отчети у,, ..., Y T, всички са различни, така че горната част на оператора, могат да бъдат идентифицирани с оператора записани в нея. Първоначално отгоре у пут оператор = 0, окончателно у Т + 1. Нека да има начин да се у,, I = {0, T}, горната у J; J = {1, Т + 1}. Пътят е от вида: у, р i1 ... стр ир ... стр аз R YJ този път минава само през горната част на условно р IR ... стр IR.

Очевидно е, че всеки път съответства на съюза ий = х ц ei1 ... х IR ЕИР ... х МР ЕИР
х IR принадлежи на X - логическо условие записано в условната връх р IR
д IR принадлежи {0,1} - символ определя на изхода на условни върховете р IR, който преминава през споменатата траектория.
х IR 1 = х IR
0 х IR = х IR

Като цяло: ий = х IR ЕИР

Шофьорски:

Ако у, между върховете и у J има множество пътища, протичащи през условни върхове, на IJ, получава като дизюнкция на тези съюзи, т.е. ий = ий з; Н - брой пътеки, свързващи горната част на Аз, Y и Y Й и ий з - съюзът на съответния H - начинът на у, за да у к ий - наречен преход функция от оператора или микро-у, за оператор у J на. Очевидно е, че набор от функции ий, ..., Щ + 1 - е ортогонална, т.е. ий IK = 0, J, K = {1, Т + 1} и пълно, след това ий = 1;


4.2.3. В процеса на изпълнение на GAW

Различни групи от стойности на променливите х 1, ..., х е обозначен с 1, ..., 2 L.

Дефиниране на процеса на изпълнение на GAW, тъй като ш на оператор 0 на произволна безкрайна поредица от комплекта М и, ..., м р, както следва: Пишем първоначалната ш оператор 0.
1) придават на променливите х 1, ..., х L набори от стойности m 1, от множество функции за трансфер 01, ..., 0T изберете функция 0i1, аз принадлежи към {1, 1, T} е настроен на 1 в този набор. 0i1 ( м l) = 1. В линия до атрибут у 0 у i1 на.
2) да се прикрепят променливи х 1, ..., х L набори от стойности m 2 на множество функции i11, ..., i1T, изберете функция i1i2, и принадлежи към {1, 2, T}, така че i1i2 ( м 2) = 1. В линия до атрибут у i2 и т.н.

Да предположим, че преди известно р-ия етап имаме оператори линия у 0, Y i1 у i2 ... у IQ-1, ако комплектът м р функция IQ-1iq = 1, е писано в линията добавите оператор у IQ на. Ако се окаже, че IQ-1T + 1 ( м р) = 1, тогава низ след у IQ-1, приписват оператор у T + 1 и процеса на извършване GAW алгоритъм прекратява. Ако ш на линия = 0 у i1 у i2 у Ig-1, ..., у IG тази линия се нарича стойността на GAW на последователен набор м 1, .., м р; ако всеки оператор у т T = {0, T + 1}, се дава определен набор B т логически условия, елементите на която могат да се променят по време на изпълнение, на оператор у T ние казваме, че даден смени дистрибуция. Това е допълнителна информация за логиката на работа на устройството и тази допълнителна информация може да се използва за минимизиране на GSA.

Нека процес на изпълнение на GAW помисли за някаква последователност на масивите 1 m m 2, ..., м р м р + 1, и нека на снимачната площадка се предшества от времето на г IQ на изявление, и м по време на IQ на изявление у р + 1.

Последователността на комплекта се нарича допустимо, ако за GSA за дадено разпределение на смени всеки комплект м р + 1 или съвпада с набор m Q, или се различава от нея само от стойността на променливата IQ Б.

Ако GSA G1 и G2 са еквивалентни на дадено разпределение промяна R1 = R2, след това за всяка поредица от комплекта право за GSA G1 и G2, стойността на GSA когато разпределения данни са същите сигнали.


4.2.4. Пример за дискретно устройство за GSA

Действието на отделни устройства за пример. Осъществено GAW има 1 старт, 1 окончателен, 16 конвенционални и 1 върховете на оператора, тъй като за тази flowgraph X = (х 1, ..., х 8) Y = (у 1, ..., Y 11) в съответното устройство трябва да бъде 8 входа и 11 изходни канали, т.е. се предполага, че има изходен канал за всеки микро-операция. Като цяло, ако броят mikrooperatorov N, т.е. Y = (Y 1, Y 2, ... уп, ..., Y N), след това всеки Y оператор T = (у t1, ... , Y ТУ, ..., Y Tu) съответства на изходния вектор сигнал Y 1, .., Y N, ..., Y N чиито компоненти са определени, както следва:





; Дата: 09.05.2015; ; Прегледи: 327; Нарушаването на авторските права? ;


Ние ценим Вашето мнение! Беше ли полезна публикуван материал? Да | не



ТЪРСЕНЕ:


Вижте също:



zdes-stroika.ru - Studopediya (2013 - 2017) на година. Тя не е автор на материали, и дава на студентите с безплатно образование и използва! Най-новото допълнение , Al IP: 66.102.9.24
Page генерирана за: 0.073 сек.