WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 15 | 16 || 18 | 19 |   ...   | 24 |

Таблица 2.x1 x2 xf (x)= ( x1 x2 x3) ( x1 x3 x1) 0 0 0 0 0 0 0 0 1 0 0 0 0 0 0 1 0 0 0 0 1 0 0 0 1 0 0 1 0 0 0 1 1 0 1 1 0 0 0 0 1 1 0 0 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 1 0 0 0 0 1 0 0 0 1 1 0 1 1 0 0 0 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 1 1 0 1 1 0 0 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 1 1 1 0 x1 x2 x3 x2 x3 x Примечание: в выделенных столбцах таблицы приведены значения, соответствующие результату выполнения указанных логических операций.

Таблица 2. f f f x1 x2 x3 x3 x1 x2 f x) x2 x3 x1 f x) f ( x) ( ( x3 x2 x0 0 0 1 1 0 0 0 1 0 0 0 0 1 0 0 1 0 1 0 0 1 1 0 0 0 1 1 0 1 0 1 0 0 1 0 1 0 0 1 0 0 0 1 1 1 0 0 1 1 1 0 0 1 1 1 1 0 0 1 0 1 0 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 0 1 0 1 1 1 1 0 1 1 1 1 0 1 1 1 1 0 1 1 1 1 0 1 1 1 1 0 1 1 1 1 0 1 1 1 1 0 Пример 2.6 (Пр2.6) Рассматривается переключательная функция 3-х переменных f ( x)= f (x1, x2, x3)= (x1x2 x3) (x2x3 x1) на предмет вычисления частных производных Селлерса 1-го порядка по всем переменным и оценки их веса. Для вычисления производной f xi используется 4-й способ (см. выше способы вычисления ЧПС). Результаты вычисления сведены в две таблицы: таблица 2.14 представляет собой таблицу истинности, а таблица 2.15 – иллюстрирует 4-й способ вычисления ЧПС.

f Из таблицы 2.15 нетрудно видеть, что все ЧПС,i = 1,2,3, приxi нимают единичные значения на 4-х переменных. Таким образом, все f веса P,i = 1,2,3 всех ЧПС характеризуются одной величиной xi f P = 4. Иначе говоря, все переменные в БФ f (x1, x2, x3) обладают xi равной значимостью.

Пример 2.7 (Пр2.7) Рассматривается процедура контроля булевого описаний НДДС в составе:

–– БФ возбуждения информационных входов D-триггеров в виде µ1 = u( x1x2 x1x2 )= u( x1 x2 ), µ2 = u x1x2 ;

–– БФ формирования выхода НДДС в форме y = x1x2.

Выполняем алгоритм 2.10 с п.2.

2. Контроль факта избыточности переменных булевого описаний БФ, задающих функции µ возбуждения информационных входов триггеров, на кодовых переходах дает µ1 µ P = P{u x2 }= 2 ; P = P{u x1 }= 2;

x1 x µ1 µ P = P{x1x2 }= 2 ; P = P{u x2 }= 2 ;

u x µ2 µ P = P{u x1 }= 2 ; P = P{x1x2 }= 2, u x2 что свидетельствует об отсутствии избыточности переменных булевого описаний соответствующих БФ, кроме этого полученные веса имеют значения кратные двум, что подтверждает корректность их вычисления.

3. Контроль факта избыточности переменных булевого описаний БФ, задающую функцию y выхода НДДС, на кодовых переходах дает y y P = P{x2 }= 2 ; P = P{x1 }= 2, x1 xчто свидетельствует об отсутствии избыточности переменных булевого описаний функции y выхода, кроме этого полученные веса имеют значения кратные двум, что подтверждает корректность их вычисления.

4. Контроль постановочного описания ННДС в форме ДПВ с полученным его аналитическим представлением, определяемым соответ-ствующими БФ, в форме –– проверки детектируемости состояний НДДС по соответствующим булевым переменным дает y y = x2 0 ; = x1 0, x1 xчто свидетельствует о детектируемости состояний НДДС по этим переменным;

–– проверки достижимости состояний НДДС по соответствующим булевым переменным дает µ1 µ = x1x2 0 ; = x1x2 0, u u что свидетельствует о достижимости состояний НДДС по входной переменной u.

Выполнение п.5 алгоритма авторы сочли возможным опустить.

Примечание 2.7 (ПМ2.7). Следует заметить, что при решении задач минимизации БФ использование аппарата селлерсовского дифференцирования, в отличие от соответствующих методов минимизации БФ, при своей простоте позволяет одновременно исследовать среду БФ: определять и ранжировать ее переменные по степени их значимости, проверять корректность БФ; в рамках ДДС – производить анализ детектируемости и достижимости состояний, а также корректности составления ГСА-описания ее функционирования в фазе перехода от «вербальной» версии ГСА к ее формальной версии.

3. ГИБРИДНЫЕ ДВОИЧНЫЕ ДИНАМИЧЕСКИЕ СИСТЕМЫ ДИСКРЕТНОЙ АВТОМАТИКИ Положения разделов 1 и 2 содержат инструментарий, позволяющий решать требуемую задачу кодопреобразования как в классе линейных двоичных динамических систем, модельное представление которых опирается на аппарат передаточных функций или векторноматричных описаний, так и в классе нелинейных ДДС, модельное представление которых формируется с использованием возможностей автоматной логики в двух ее версиях.

В настоящем разделе рассматривается класс ДДС, построенных на композиции двух указанных выше математических модельных представлений. Класс таких систем назван классом гибридных двоичных динамических систем (ГДДС). Класс гибридных ДДС достаточно нов и теоретически мало разработан, он имеет пока скромное библиографическое обеспечение. Ниже приводятся избранные результаты по исследованию класса гибридных ДДС, известные на настоящий момент.

3.1. Проблема заполнения кодового пространства классом гибридных двоичных динамических систем Процедуры конструирования ДДС в классе линейных представлений приводит к размерности dim x вектора x ее состояния равной nл.

Решение той же задачи кодопреобразования в классе нелинейных представлений приводит к вектору состояния размерности nн, причем в общем случае размерности nл и nн связаны отношением порядка в виде неравенства nл nн = E{ log2 nS}, (3.1) где ns – мощность алфавита состояний абстрактного автомата, погружаемого в двоичную динамическую среду, E{(•)} – оператор округления величины (•) до ближайшего большего целого.

Возникают естественные системные вопросы: какими свойствами обладает ДДС, размерность nг вектора состояния которой удовлетворяет отношениям порядка в виде неравенств nл > nг > nн, (3.2) и как ее сконструировать, если при этом она решает ту же задачу кодопреобразования Следует ожидать, что реализация ДДС с размерностью nг вида (3.2) вектора ее состояния строится в классе гибридных двоичных динамических систем (ГДДС), обладающих свойствами как линейных, так и нелинейных двоичных динамических систем. Этому классу двоичных динамических систем посвящен данный параграф, который начнем с формулировки следующих определений.

Определение 3.1 (О3.1). Мощность множества реализаций ДДС, размерность nг вектора состояния которых удовлетворяет неравенствам (3.2), образует кодовое пространство (КПР).

Определение 3.2 (О3.2). Гибридными двоичными динамическими системами устройств дискретной автоматики будем называть ДДС, размерности векторов состояний которых принадлежат кодовому пространству, сформированному в смысле определения 3.1.

Определение 3.3 (О3.3). Кодовое пространство называется невырожденным, если размерности nн и nл удовлетворяют условию nн - nл 1.

Определение 3.4 (О3.4). Кодовое пространство называется вырожденным, если размерности nн и nл удовлетворяют условию nн - nл = 0.

Рисунок 3.Понятие «кодовое пространство» позволяет рассматривать гибридные ДДС как некоторую динамическую среду, осуществляющую двоичное кодопреобразование и заполняющую невырожденное КПР.

С этой точки зрения линейные ДДС, построенные с использованием аппарата передаточных функций или векторно-матричного описания, а также нелинейные ДДС, где в качестве кодов состояния используются двоичные коды на все сочетания, образуют «полярные» реализации решения задачи конструирования ДДС, формируя тем самым проблему заполнения возникающего между ними кодового пространства классом гибридных ДДС. Решение проблемы заполнения КПР классом ГДДС можно осуществить двумя путями. Первый путь решения проблемы состоит в редуцировании размерности вектора состояния линейных ДДС. Механизмы редуцирования размерности вектора состояния линейных ДДС, опирающиеся на результаты первого раздела, представимы в форме диаграммы, приведенной на рисунке 3.1.

Второй путь заполнения КПР гибридными ДДС формируется в классе нелинейных версий двоичных динамических систем и направлен на увеличение размерности вектора их состояния. С этой целью выбор двоичного кода при кодировании состояний абстрактного автоматного представления синтезируемой НДДС осуществляется с нарушением условия (2.6), то есть н nг > nн : dim X = nн arg min{pn ns}, (3.3) что исключает использование для этой цели двоичных кодов на все сочетания. Указанная проблема удовлетворения условию (3.3) при выборе способа кодирования элементов алфавита S, мощности ns, состояния АА приводит к использованию таких кодов как, например, кодов Джонсона, кодов Грея, соседних кодов или, например, кодов с минимальным кодовым расстоянием не меньшим двух, то есть помехозащищенных кодов.

Следует заметить, что использование кодов Джонсона, кодов Грея или соседних кодов приводит к ситуации, при которой на соседних кодовых переходах x(k),x(k + 1) происходит изменение значения лишь одного элемента вектора x состояния НДДС, своего для каждого перехода. Это может быть использовано как для решения проблемы борьбы с «гонками» в среде НДДС, так и для обеспечения простоты комбинационной схемы (КСХ) и быстродействия НДДС, жертвуя при этом размерностью вектора состояния.

Особый интерес представляет использование помехозащищенных кодов для кодирования алфавита S состояния АА при его погружении в среду КА с целью обеспечения помехозащищенности процесса кодопреобразования, осуществляемого средствами НДДС. Решение этой задачи приводит к непосредственному назначению помехозащищенных кодов в качестве кодов состояния ДДС. Однако такой подход влечет за собой модификацию А2.1 и решение вопросов согласования в (2.6) мощностей соответствующих алфавитов и формирования модифицированных правил,, что без учета специфики формирования проверочной части ПЗК неоправданно увеличивает сложность комбинационной схемы НДДС.

Решение вопроса заполнения КПР с использованием ПЗК получим конструированием в силу (1.159) агрегированного вектора xГДДС состояния ГДДС в форме ~ Т xТ =[xТ xНДДСG ]= [xТ ~Т ], xНДДС ГДДС НДДС НДДС ~ xn-i Gi = кri( x)= rest ; i = 1,k (3.4) g( x ) что позволяет на стадии конструирования НДДС использовать алгоритм 2.1 без каких-либо изменений, после чего вектор состояния x НДДС агрегируется в указанной в (3.4) форме.

Использование такого подхода разбивает КСХ на две сепаратные части, одна из которых формирует на кодовых переходах значение ~ xНДДС (k + 1), а другая – значение xНДДС (k + 1). Из выражения (3.4) вид~ но, что для формирования значений xНДДС (k + 1) и xНДДС (k + 1) достаточно1 значения xНДДС (k), что и обеспечивает простоту КСХ в отличие от конструирования последней с использованием значения xГДДС (k) большей размерности.

Выдвинутые соображения показывают, что заполнение невырожденного КПР гибридными ДДС осуществимо «движением» по нему слева направо или справа налево в неравенствах (3.2). Следует заметить, что при заполнении КПР возможно и возвратно-поступательное движение в неравенствах (3.2). Так, например, с целью обеспечения быстродействия НДДС и ее помехозащищенности движением по КПР справа налево производится кодирование двоичными кодами элементов алфавита S состояния АА, задающего логику функционирования НДДС, после чего в силу (3.4) конструируется вектор xГДДС состояния ГДДС, обладающий свойством помехозащищенности. Затем с целью снижения сложности технической реализации ГДДС движением по КПР слева направо осуществляется редуцирование размерности векто ра xГДДС (см. параграф 3.3). Аналогично решается задача заполнения КПР, если те же требования предъявляются и к линейной ДДС.

Результаты исследований настоящего параграфа, а также разделов 1 и 2 показывают, что заполнение КПР при движении по нему в неравенствах (3.2) слева направо удобно осуществлять выполнением алгоритмов 1.3 и 1.4. Заполнение КПР при движении по нему в неравенствах (3.2) справа налево при решении задач повышения быстродействия НДДС, обеспечение простоты ее комбинационной схемы, борьбы с «гонками» в ее среде, осуществимо с использованием положений следующего алгоритма.

Без учета переменных входа ui, i = 1,r.

Алгоритм 3.1 (А3.1) заполнения кодового пространства ГДДС, конструируемых с использованием возможностей автоматных представлений 1. Выполнить п.п.1, 2 алгоритма 2.1 и получить описание функционирования ДДС в форме абстрактного автомата (2.1).

2. Выполнить первый этап перехода от абстрактного автомата к конечному автомату путем кодирования алфавитов высокого уровня Z входа и W выхода АА, полученного в п.1 алгоритма, элементами простого поля Галуа GF(2) так, чтобы размерности кодов конечного автомата (2.5) и мощности алфавитов Z и W были связаны неравенствами (2.6).

3. Завершить переход от АА к КА, закодировав с учетом (3.3) элементы алфавита высокого уровня S состояния АА:

–– двоичными кодами Грея, если число nS элементов алфавита состояний АА удовлетворяет равенству + nS = 2q, q I ;

–– двоичными кодами Джонсона или соседними кодами с обеспечением минимальной избыточности кодовых реализаций элементов алфавита S АА.

4. Выполнить п.п.4–7 алгоритма 2.1.

Заполнение КПР при движении по нему справа налево при решении задач наделения свойством помехозащищенности процедуры кодопреобразования в среде НДДС достижимо выполнением следующего алгоритма.

Алгоритм 3.2 (А3.2) заполнения кодового пространства помехозащищенными гибридными ДДС 1. Выполнить п.п.1, 2 алгоритма 2.1 и получить описание функционирования ДДС в форме АА (2.1).

2. Выполнить кодирование элементов алфавитов высокого уровня Z входа и W выхода АА, полученного в п.1 алгоритма, элементами простого поля Галуа GF(2) так, чтобы размерности кодов получаемого при этом конечного автомата (2.5) и мощности алфавитов Z и W были связаны неравенствами (2.6).

3. Выполнить в силу (3.4) кодирование элементов алфавита высокого уровня S состояния АА, для чего воспользоваться п.1 алгоритма 1.11 при выборе образующего многочлена g( x) помехо защищенного кода, и получить кодовые вектора xГДДС состояния ГДДС.

4. Модифицировать правила, (2.7) – (2.9) с учетом (3.4) в форме : xГДДС (k + 1)= [xГДДС (k), u(k)] (3.5) и (3.6) : y(k)= [xГДДС (k)] при использовании автоматной логики Мура и (3.7) : y(k)= [xГДДС (k), u(k)] при использовании автоматной логики Мили.

5. Выбрать тип триггера, реализующий компоненты вектора xГДДС состояния ГДДС, и сконструировать функции µi, i = 1,dim xГДДС возбуждения информационного входа i триггеров в форме ~ vi(k)= µi [xГДДС i(k),[xГДДС i(k),u(k)]]= µi [xГДДС i(k),u(k)] (3.8) 6. Проверить правильность функционирования полученной ГДДС в соответствии с ее аналитическим описанием на множестве полной мощности ее кодовых переходов.

Пример 3.1 (Пр3.1) Рассматривается задача заполнения КПР конструированием гибридной версии устройства, функционирование которого описывается диаграммой рисунок 3.2 переходов и выхода. При этом требуется обеспечить выявление однократных сбоев в кодах вектора состояния ГДДС в форме их обнаружения.

Pages:     | 1 |   ...   | 15 | 16 || 18 | 19 |   ...   | 24 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.