WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 3 | 4 || 6 | 7 |

Утверждение. Существует схема из функциональных элементов для умножения nразрядного числа X на 1-разрядное число y с числом элементов n.

Доказательство. Действительно, если X = |(x1, x2, …, xn)| и Xy = Z = |(z1, z2, …, zn)|, то zi = = xiy для всех i = 1, 2, …, n. Следовательно, для реализации такой схемы понадобится ровно n элементов, реализующих конъюнкцию. Утверждение доказано.

При умножении двух n-разрядных чисел X и Y «в столбик» можно n раз умножить X на 1-разрядное число (всего n2 конъюнкций) и затем n – 1 раз сложить числа длиной не более 2n. Для реализации такой схемы необходим также n – 1 сумматор порядка 2n. Согласно теореме 1, сложность сумматора порядка 2n равна L (S2n) = 9 · 2n – 5 = 18n – 5, и сложность подобного умножителя составит n2 + (n – 1) · (18n – 5) = 19n2 – 23n + 5. Такой алгоритм (схема) имеет сложность по порядку n2. Следующая теорема показывает, что такой алгоритм умножения «в столбик» не оптимален по порядку.

Лемма 1. Существует такая константа C1 > 0, что M (n + 1) M (n) + C1 n для всех n.

Доказательство. Пусть требуется перемножить два (n + 1)-разрядных числа ~ ~ x = (x0x1…xn) и y = (y0 y1… yn). Тогда ~~ xy = x0 2n + x1…xn y0 2n + y1… yn = x0 y0 22n + (x0 Y + y0 X )2n + X Y.

X Y ~~ Поэтому для вычисления xy достаточно использовать умножитель Mn со сложностью M (n) для вычисления XY, 2n элементов конъюнкции для вычисления x0Y и y0X, 1 элемент конъ~~ юнкции для вычисления x0y0 и 3 сумматора порядка не более 2n + 2, так как xy < 22n+2. Отметим, что числа x0y0, x0Y и y0X надо подавать на сумматоры со сдвигом, одновременно подавая на младшие разряды 0. При этом 0 можно предварительно получить подсхемой с 2 элементами, реализующей x0 x0 = 0. Так как сложность каждого сумматора можно сделать не более 9(2n + 2), а сложность Mn равна M (n), то сложность полученной схемы будет не больше, чем M (n) + C1n для некоторой константы C1. Лемма доказана.

Лемма 2 (основная) [Карацуба А. А.]. Существует константа C2 такая, что M (2n) 3M (n) + C2n для всех n.

~ ~ Доказательство. Пусть нужно перемножить два 2n-разрядных числа x и y. Разобьём их на части, содержащие по n разрядов:

~ ~ x = x1 x2 … xn xn +1 … x2n, y = y1 y2 … yn yn +1 … y2n.

X1 X2 Y1 Y ~ ~ Тогда x = X1·2n + X2, y = Y1·2n + Y2 и ~~ xy = X1Y1 · 22n + (X1Y2 + X2Y1) · 2n + X2Y2 = X1Y1 · 22n + [(X1 + X2)(Y1 + Y2) – X1Y1 – X2Y2] · 2n + X2Y2.

Так как X1Y2 + X2Y1 0, то при вычитании в квадратной скобке не возникнет отрицательных ~~ чисел. Таким образом, схему для умножения xy можно построить, используя два умножителя Mn с числом элементов M (n) в каждом для вычисления X1Y1 и X2Y2, умножитель Mn+1 с числом элементов M (n + 1) для вычисления (X1 + X2)(Y1 + Y2), 4 сумматора порядка не более ~~ 4n (так как xy < 24n ) и два вычитателя порядка 2n + 2. В некоторых сумматорах опять на младшие разряды надо подавать 0, который реализуем подсхемой с 2 элементами: 0 = xx, где x — любая входная переменная. Для построения схемы M2n с учётом леммы 1 получим для некоторых констант C и C2:

M (2n) 2 M (n) + M (n + 1) + Cn 3 M (n) + C1n + Cn = 3 M (n) + C2n.

Лемма доказана.

Лемма 3. Существует такая константа C3 > 0, что для любого натурального k верно M (2k) C33k.

M (2k ) Доказательство. Положим f (k)=. Тогда из леммы 2 имеем 3k k-M(2k) M(2k-1)+ C2 и 3k 3k-1 3 k-1 k-2 k-1 2 k- C2 2 C2 2 C2 2 C2 2 2 f (k) f (k -1)+ f (k - 2)+ + … f (1)+ + +…+ C 3 3 3 3 3 3 3 3 для некоторой константы C3, поскольку сумма в квадратных скобках не превосходит сумму 2 бесконечно убывающей геометрической прогрессии с первым членом и знаменателем.

3 M (2k ) Таким образом, C3 и M (2k) C3 3k. Лемма доказана.

3k Теорема 3. Существует схемный умножитель в базисе {, &, } с числом элементов O(nlog 3).

Доказательство. Пусть n — любое натуральное число и n>1. Тогда существует натуральное k такое, что 2k–1 < n 2k. Для умножения n-разрядных чисел будем использовать схему M2 с числом элементов M (2k), подавая на старшие 2k – n разрядов обоих сомножителей 0, k предварительно реализованный подсхемой из 2 элементов. Тогда имеем, исходя из леммы 2 2 M(n) M(2k)+ 2 C33k + 2 = 3C33k-1 + 2 = 3C32(k-1)log 3 + 2 < 3C3nlog 3 + 2 Cnlog для некоторой константы C. Теорема доказана.

Замечание. Существует практически применимый метод Шёнхаге-Штрассена умножения с оценкой сложности O (n log n · log log n).

§25. Дешифратор. Асимптотика сложности дешифратора. Верхняя оценка сложности реализации произвольной функции алгебры логики.

Определение. Дешифратором Qn порядка n называется схема из функциональных элементов с n входами x1, x2, …, xn и 2n выходами z0, z1,…, z2 -1 такая, что если |x1x2…xn| = i, то n 1, x1…xn = i zi = 1 и zj = 0 при i j: zi(x1,…, xn)= 0, x1…xn i.

i1 i2 in Заметим, что если i = (i1, i2, …, in)2, то zi(x1,…, xn)= x1 x2 xn.

Лемма 4. Существует дешифратор Qn с числом элементов, не превосходящим n2n + 1.

Доказательство. Для реализации каждой zi достаточно взять ровно n–1 конъюнкций и не более n отрицаний, то есть всего менее, чем 2n функциональных элементов. Всего различных конъюнкций ровно 2n, и сложность дешифратора не превосходит n2n + 1. Лемма доказана.

Теорема 4. Сложность минимального схемного дешифратора порядка n не меньше, чем n 2n и асимптотически не больше, чем 2n + O(n 2 ).

Доказательство. 1) Поскольку у дешифратора Qn ровно 2n выходов, на которых реализуются различные функции, не равные входным переменным, сложность минимального дешифратора не меньше, чем 2n.

x1 … xk xk + 1 … xn Qk Qn-k y0 y1 … … … … Q[j] y2 -1 y0 y1 Q[l] y2 -k n-k & & Qn [1] Qn [i] n 2) Докажем существование дешифратора со сложностью 2n + O(n 2 ). Разобьём набор входных переменных x = (x1, …, xn) на поднаборы x = (x1, …, xk) и x = (xk + 1, …, xn), где k — некоторый параметр и 1 k n – 1. Пусть Q и Q —функциональные дешифраторы порядка k и n – k от базовых переменных x и x, а и — соответствующие им схемные дешифраторы, построенные по лемме. Легко видеть, что любую конъюнкцию Qn [i], 1 i 2n, можно представить в виде Qn [i] = Q [j]·Q [l], где i = 2n – k(j – 1) + l и 1 j 2k, 1 l 2n – k. Дешифратор порядка n от базовых переменных x содержит дешифраторы и в качестве подсхем и реализует каждую функцию алгебры логики Qn [i], 1 i 2n, с помощью одного функционального элемента &, входы которого присоединены к выходам и в соответствии с формулой Qn [i] = Q [j]·Q [l]. Из построения следует, что L () = 2n + L () + L () n n 2n + k·2k + 1 + (n – k)2n – k + 1, и поэтому при k = ). Теорема получим: L() 2n + O(n доказана.

Следствие. Для любой функции алгебры логики f(x1,…,xn) существует реализация её схемой из функциональных элементов в базисе {,&, } со сложностью, не превосходящей n 2 2n + O(n 2 ).

Доказательство. Если f 0, то реализуем f = x1 x1. Если f 0, то n n f (x1,…, xn)= x1 xn, и L L(Qn)+ 2n -1 2 2n + O(n 2 ).

(1,…, ) n ~ f ( )=Следствие доказано.

§26. Мультиплексор. Верхняя оценка сложности мультиплексора.

Метод Шеннона.

Определение 1. Мультиплексором µn порядка n называется схема из функциональных элементов с n + 2n входами x1,… xn, y0, y1,…, y2 -1 и 1 выходом z такая, что если на входы n адресные входы информационные входы x1, …, xn поступает набор (1, …, n), то z = y(,…, )2.

1 n Теорема 5. Существует мультиплексор µn порядка n с числом элементов n L(µn) 3 2n + O(n 2 ).

Доказательство. Заметим, что задачу решает функция 1 2 n z = x1 x2 x y( …n )2.

n (1,…,n ) Для её вычисления достаточно использовать один дешифратор, 2n конъюнкций и 2n – дизъюнкций и n L(µn) L(Qn)+ 2n + 2n -1 3 2n + O(n2 ).

Теорема доказана.

x1 … xn y0 y1 … -yn Qn & & & 2n 2n – Определение 2. Сложностью L (S) схемы S называется число элементов в ней.

Определение 3. Сложностью функции алгебры логики f (x1, …, xn) называется L(f )= min L(S).

S реализует f Определение 4. Функцией Шеннона L(n) для схемы из функциональных элементов называется L(n)= max L(f ).

f от x1,…,xn Обозначения: g (n) h (n) g (n) h (n)·(1 +o(1)); g (n) h (n) g (n) h (n)·(1 +o(1)).

Определение 5. Универсальным многополюсником Un порядка n называется схема из n n функциональных элементов с n входами и 22 выходами, на которых реализуются все функций от x1, …, xn.

Теорема 6 [Ложкин С. А.]. Минимальная сложность универсального многополюсника n порядка n равна 22 - n.

n Доказательство. 1) Очевидно, что L(Un) 22 - n, так как всего функций алгебры логиn ки от n переменных, отличных от входных переменных, ровно 22 - n.

2) Докажем существование универсального многополюсника с числом элементов n 22 - n. Для этого построим какую-нибудь схему из функциональных элементов, реализующую все функции алгебры логики. Затем оставим из каждой группы эквивалентных вершин (в которых реализуются одинаковые функции) лишь одну, наиболее близкую к входам, подсоединив выходы удалённых к выходу оставшейся. В результате получим, что в каждой вершине реализуется уникальная функция алгебры логики. Но всего функций, отличных от n n входных переменных — 22 - n. Следовательно, и вершин — 22 - n. Теорема доказана.

Теорема 7. L(n) 62n.

n Доказательство. Рассмотрим произвольную функцию f (x1, …, xn). Выберем некоторое натуральное k (1 k n) и рассмотрим разложение взятой функции по первым k переменным:

1 2 k f (x1,…, xn)= x1 x2 xk f (1,…,, xk+1,…, xn).

k (1,…,k ) Построим схему из функциональных элементов из универсального многополюсника Un–k порядка n – k от базовых переменных xk + 1, …, xn и мультиплексора µn порядка n с адресными переменными x1, …, xk, на информационные входы которого подаются выходы Un – k. Мульk типлексор можно построить так, что его сложность не превзойдёт 3 2k + O(k 2 ), а универn-k сальный многополюсник так, что его сложность будет не больше, чем 22. Итак, k n-k L(n)= L(µn)+ L(Un-k ) 32k + O(k 2 )+ 22. Следовательно, полагая k = - log2(n - 2log2 n) (при этом k n – log2(n – 2log2n) + 1, а n – k log2(n – 2log2n)), n n-k 1 2n 2n 2n получим, что 2k 2n-log (n-2 log2 n)+1 = 2n+1 ~ 2, 22 2n-2 log2 n = = o и в n - 2log2 n n n2 n итоге 2n n 2n 2n L(S) 2 + On22 + o ~ 6.

n n n Теорема доказана.

Определение 6. Пусть (L, n) — число всех попарно неизоморфных схем из функциональных элементов с входными переменными x1, …, xn и выходной переменной z1, сложность которых не превосходит L.

Лемма 5. В функциональном базисе {&,, } (L, n) (L + n)2L + 4.

Доказательство. Можно выбрать целые неотрицательные числа L1, L2, L3 так, чтобы их сумма не превосходила L, не более, чем (L + 1)3 способами. Можно взять L1 конъюнкций, Lдизъюнкций, L3 отрицаний, а затем каждый вход каждого из них «присоединить» к выходу некоторого другого функционального элемента или к входу схемы не более, чем (L + n)2L способами, и пометить в качестве выхода одну из не более, чем L + n точек.

Тогда (L, n) (L + 1)3·(L + n)2L·(L + n) (L + n)2L + 4. Лемма доказана.

1 2n Теорема 8. Для функции Шеннона L (n) справедливо L(n).

2 n n Доказательство. Очевидно, (L(n),n) 22, но в то же время согласно лемме (L, n) n 2L(n)+ (L + n)2L+4. Следовательно, (L(n)+ n) 22 (2L(n)+ 4)log2(L(n)+ n) 2n. Так как 2n L(n) 6 2n,то начиная с некоторого номера n, n + L (n) 2n и 2L(n)+ 4, откуда n n 1 2n L(n). Теорема доказана.

2 n §27. Шифратор. Верхняя оценка сложности шифратора.

Определение. Шифратором Dn порядка n называется схема из функциональных элементов с 2n входами x0, x1,…, x2 -1 и n выходами y1,y2,…,yn такая, что если на вход поступает n набор с одной единицей по переменной xi, то на выходе образуется набор (1, 2, …, n)2 = i.

Теорема 9. Существует шифратор Dn порядка n со сложностью, не превосходящей n·2n – 1.

Доказательство. Задачу решает система функций y =,,…,n)x(,…,,1,,…,n) j 1 j-1 j+(1,…,,j-1 j+(например, yn = x1 x3 x5 x7 … x2 -1 ). Всего в каждой дизъюнкции 2n – 1 слагаемых, слеn довательно, необходимо 2n – 1 – 1 дизъюнкторов, всего таких функций надо реализовать n, то есть получаем оценку сложности шифратора L (Dn) (2n – 1 – 1) · n < n · 2n – 1. Теорема доказана.

Глава IV. Основы теории кодирования §28. Алфавитное кодирование.

Теорема Маркова о взаимной однозначности алфавитного кодирования.

Определение 1. Пусть A = {a1, a2, …, ar} — исходный алфавит, B = {b1, b2, …, bm} — кодирующий алфавит и A* = A A2 A3 … An …, B* = B B2 B3 … Bn ….

Тогда алфавитным кодированием A* B* назовём отображение : A B* такое, что ai Bi.

Множество {B1, B2, …, Br} при этом называется множеством кодовых слов (или просто кодом). При этом : ai ai …ai Bi Bi …Bi.

1 2 s 1 2 s Определение 2. Кодирование A* B* называется взаимно однозначным (декодируемым, разделимым), если для любых слов a1 A и a2 A a1 a2 (a1) (a2).

Определение 3. Код называется равномерным, если длины всех его кодовых слов одинаковы.

Утверждение 1. Любой равномерный код является взаимно однозначным.

Определение 4. Код называется префиксным, если никакое кодовое слово не является началом другого.

Утверждение 2. Любое префиксное кодирование является взаимно однозначным.

Определение 5. Код называется постфиксным (суффиксным), если никакое кодовое слово не является концом другого.

Утверждение 3. Любое постфиксное кодирование является взаимно однозначным.

Определение 6. Слово b B называется неприводимым, если b декодируется неоднозначно, однако, при выбрасывании из b любого связного непустого куска получается слово, которое декодируется не более, чем одним способом.

Теорема 1 [Марков А. А.]. Пусть : ai Bi (i = 1, 2, …, r) — некоторое кодирование.

Пусть W — максимальное число кодовых слов, которые «помещаются» подряд внутри кодоr вого слова. Пусть li — длина слова Bi и L =. Тогда если кодирование не взаимно одноl i i =значно, то существуют два различных слова a' A*, a'' A*, W +1)(L-r+2) W +1)(L-r+2) длина(a ) (, длина(a) ( и (a') = (a'').

2 Доказательство. Пусть не является взаимно однозначным. Тогда существует некоторое слово b1, которое допускает две расшифровки. Если слово b1 не является неприводимым, то выбрасывая из b1 куски несколько раз, получим неприводимое слово b ; иначе, положим b = b1. Очевидно, это всегда можно сделать. Рассмотрим любые две декодировки слова b. Разрежем слово b в концевых точках кодовых слов каждого из разбиений. Слова нового разбиения разделим на два класса: к I классу отнесём слова, являющиеся элементарными кодами, а ко II классу — все остальные слова (то есть слова, являющиеся началами кодовых слов одного разбиения и концами слов второго разбиения).

Лемма. Если b — неприводимое слово, то все слова 1, 2, …, m II класса различны.

Pages:     | 1 |   ...   | 3 | 4 || 6 | 7 |



© 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.