- •Введение………………………………………………………………………………………..1
- •1.Элементы функциональной полноты в классе двоичных функций.
- •1.1 Основные двоичные функции и их своства. Булевой функцией f(x1 … xn) называют функцию, аргументы которой принимают значения из множества , и значение функции также из множества {0;1}.
- •Бинарная операция ассоциативна, если тождественно выполняется: ;
- •1.2 Утверждение о числе функций от n переменных.
- •1.3 Представление функции в виде совершенной дизъюнктивной и совершенной конъюнктивной формах. Разложение функции по начальному множеству переменных.
- •1.4 Утверждение о представлении двоичной функции в виде полинома Жегалкина .
- •1.5 Основные замкнутые классы двоичных функций относительно суперпозиций функций.
- •X1 x2 X
- •I этап :
- •3 Случай :
- •II этап :
- •1); 2); 3); 4).
- •1) ; 2); 3);
- •4) ; 5);
- •1.7 Предполные классы двоичных функций.
- •Все полные системы для классов t0, t1, s, m, l в утверждениях выше являются базисами для этих систем.
- •2 .Минимизация днф заданной функции.
- •2.1 Геометрическая интерпретация двоичных функций.
- •2.2 Утверждение о максимальных интервалах и тупиковых покрытиях.
- •1 Этап:
- •2 Этап:
- •2.3 Метод поиска всех максимальных интервалов заданной функции с помощью операции склеивания и сокращения.
- •2.4 Метод нахождения всех тупиковых покрытий максимальными интервалами.
- •Достаточно ясна связь задачи нахождения тупиковых покрытий и минимизации функции покрытия.
- •2.5 Метод построения сокращённой д.Н.Ф. С помощью обобщенного склеивания
- •3. Элементы математической логики. Исчисление высказываний, его полнота.
- •Семь теорем.
- •2) . Запишем аксиому а3 в следующем виде: вместоВ подставим формулу а, а вместо а подставим
- •Доказательство полноты исчисления высказываний.
- •4 Графы
- •4.1 Неориентированные, ориентированные графы. Способы задания графов.
- •Представление графов
- •1. Задание графа с помощью матрицы смежности.
- •2. Задание графа с помощью матрицы инцидентности.
- •3. Задание графа с помощью списка смежности.
- •4.2 Азбука теории графов. Маршрут, путь, простой путь. Цикл. Простой цикл. Связность в графе.
- •Связные графы
- •4.3 Методы анализа графа. Поиск в ширину. Нахождение кратчайших путей в графе.
- •4.4 Поиск в глубину. Нахождение остовного дерева с помощью поиска в глубину.
- •4.5 Укладки графов. Планарные графы.
- •Теорема Эйлера
- •4.6 Критерий Понтрягина-Куратовского планарности графа.
- •4.7 Хроматическое число графа.
- •5 Элементы комбинаторики.
- •5.1 Упорядоченные наборы с повторением и без повторений.
- •5.2 Неупорядоченные наборы элементов изданных без повторений.
- •5.3 Неупорядоченные наборы элементов изп данных с возможными повторениями.
- •5.4 Метод включения-исключения.
- •Упражнения.
- •5.5 Основы метода производящих функций.
- •1324 0100.
- •5.6 Основы теории перечисления Пойа. Лемма Бернсайда.
- •Упражнения.
- •6 Основы схем из функциональных элементов. Проблема минимизации
- •6.1 Сложность мультиплексора порядка .
- •1) Мультиплексор порядка
- •6.2 Сложность дешифратора порядка n.
- •2) Дешифратор порядка .
- •6.3 Сложность универсального многополюсника.
- •3) Универсальный многополюсник.
- •6.4 Оценка сложности функций n переменных .
- •7. Элементы теории конечных автоматов.
- •7.1 Ограниченно- детерминированные функции и автоматные языки. Эквивалентность.
- •8. Элементы теории кодирования.
- •Теория кодирования.
- •8.1 Критерий однозначности кодирования.
- •8.2 Критерий префиксного кодирования Мак-Миллана.
- •1. Можно ли выразить конъюнкцию через дизъюнкцию и отрицание.
7.1 Ограниченно- детерминированные функции и автоматные языки. Эквивалентность.
Утверждение. Каждая функция, которую реализует автомат, является ограниченно-детерминированной, и для любой ограниченно-детерминированной функции существует автомат её вычисляющий.
Для доказательства удобно рассматривать графовое представление автомата. Каждому состоянию автомата поставим в соответствие некоторую вершину графа. Переходы обозначим ориентированными ребрами и определим их по функции переходов и выходов автомата следующим образом. Пусть на паре значений функции переходов равно , а значение функции выходов , тогда из вершины в вершину направляем ориентированное ребро и помечаем ребро парой , где – входной символ и – выходной.
По любому входному словуможно определить выходное слово . следующим образом. Входное слово однозначно определяет некоторый путь в графе автомата, который помечен этим словом ( в силу однозначности и всюду определенности функций переходов и выходов автомата). Тогда, взяв соответствующие выходные буквы на ребрах данного пути мы получим требуемое выходное слово автомата на входе .
Очевидно, что выход автомата длины определен входом длины и не зависит от последних букв, которые будут подаваться автоматом в моменты времени. Таким образом, любой автомат вычисляет детерминированную функцию. Если пара слов и ведет в одно и то же состояние автомата , то его остаточные функции и будут равными. Какое бы слово не дописали к словам и , остаточный выход слова данного автомата будет один и тот же, т.к. на началах и автомат попадает в одно и то же состояние , а выходное слово однозначно определяется текущим состоянием и остаточным словом в текущий момент. Поэтому число остаточных функций не более числа состояний автомата, а это число конечно.
Таким образом, показано, что функция, которую вычисляет любой конечный автомат является ограниченно- детерминированной.
Теперь покажем, что для любой ограниченно-детерминированоой функции можно сопоставить конечный автомат, который ее вычисляет (т.е любая ограниченно-детерминированная фукция является автоматной).
Рассмотрим ограниченно-детерминированную функцию и построим по ней автомат, который ее вычисляет. Рассмотрим все различные остаточные функции которые соотвествуют конечным словам . Считаем, что – пустое слово, а соответствующая ему остаточная функция есть функция .
На множестве всех конечных слов введем отношение эквивалентности. Пару слов и объявим эквивалентными тогда и только тогда, когда соответствующие остаточные функции и равны. Нетрудно проверить, что данное определение действительно дает отношение эквивалентности на множестве конечных слов.
В итоге все множество конечных слов разбивается на классы эквивалентности, одним из представителей которых являются выбранные нами слова . Построим автомат.
Каждому слову поставим в соответствие состояние автомата, которое обозначим также символами .
Функцию переходов и функцию выходов автомата в состоянии построим по следующему правилу. К слову добавляем букву входного алфавита , в результате получим слово . Применяя ограниченно-детерминированную функцию, получаем , где – слово, а – буква выходного алфавита. Для слова находим эквивалентного представителясреди . Тогда из вершины направляем ориентированное ребро в вершину и помечаем это ребро парой букв . Данное построение совершаем для всех представителей и всех входных букв .
Начальным состоянием автомата объявляем (пустое слово).
В результате получаем всюду определенный и однозначный автомат.
Покажем корректность построения, т.е. что автомат действительно вычисляет ограниченно-детерминированную функцию .
Для этого достаточно доказать следующее утверждение.
Утверждение. Входное слово эквивалентно выбранному представителю тогда и только тогда, когда слова и в графе построенного автомата ведут в одно и то же состояние .
Доказательство.
Пусть слово ведет в состояние представителя . Покажем индукцией по длине слова ,что .Для пустого слова утверждение очевидно (слово длины 0 есть пустое слово- оно соответствует начальному состоянию). Пусть утверждение доказано для слов длины не более ,докажем его для слова длины Т.е.-слово имеет слово длины началом и оканчивается на букву .Пусть слово ведет в состояние представителя .Тогда по предположению индукции .
Замечание
Если к эквивалентным словам добавить любое, одно и тоже оканчание, то плученные слова также являются эквивалентными.
Если предположить противное: ,но при некотором получим не эквивалентные слова ,тогда остаточные функции словне равны, тогда слова не эквивалентны.
Таким образом, .Также по построению имеем .
По транзитивности отношения эквивалентности имеем .
Из доказанного непосредственно следует, что слова ведут в одно и тоже состояние
, тогда и только тогда, когда они эквивалентны. Если ведут в одно и тоже состояние , то по доказанному они эквивалентны , поэтому по транзитивности эквивалентны между собой. Пусть теперь ведет (по доказанному ), а ведет в другое состояние (по доказанному )т.е. . Предположив противное ,получим ). Противоречие. Утверждение доказано.
Основное утверждение корректности справедливо в силу замечания, и того факта, что слова ведущие в одно и тоже состояние автомата соответствуют одной и тойже остаточной функции.
7.2 Схемы автоматов.
Подобно конечным двоичным функциям, можно рассмотреть возможность представления автомата в виде схемы функциональных элементов. Отличие в том, что автомат имеет конечную память. Чтобы реализовать возможность памяти используется элемент задержки, выход которой в момент времени t+1 равен входу в предыдущий момент времени t, t=0…
Автомат однозначно определяется следующими итеративными соотношениями: где – дискретное время , – начальное состояние автомата (соответствующее начальному моменту времени),
и – входные состояние и символ на ленте, – выходной символ автомата в момоент времени функционирования автомата.
Элементом задержкой называют автомат, который осуществляет следующее преобразование:
Т.о. выход автомата в момент времени является входом этого автомата в предыдущий момент времени . Это преобразование действительно автоматное, оно записывается следующими итеративными соотношениями ():
Постройте диаграмму автомата-задержки. Постройте диаграмму автомата-сумматора, который вычисляет сумму двух двоичных чисел (биты входных чисел считывать слева направо).
Рассмотрим базис из функциональных символов .
Функциональная схема в базисе определяется аналогично схеме из функциональных символов , ,.
Определение
Схемой в базисе на множестве входов,с множеством выходовназывается ориентированный граф с возможными циклами, входам которого (вершины из которых нет входящих ребер) приписаны входные переменные,выходам которой (вершины, в которые нет выходящих ребер) приписаны выходные переменный ,остальным вершинам приписаны функциональные элементы базиса ,причем в каждом цикле есть хотябы один элемент задержки.
Замечание. В схеме, однако, допускаются циклы, но каждый цикл обязательно содержит хотя бы одну задержку.
Например, схема на рисунке имет входы– и выход –. Общая схема в рассмотренном базисе функционирует во времени..
Определение. Каждая схема в рассмотренном базисе реализует некоторую автоматную функцию следующим образом.
Рассмотрим произвольную схему в данном базисе. Пусть входам этой схемы приписаны переменные , а выходам переменные . Также элементы задержки приписаны вершинам . Входы этих вершин приписаны вершинам . Далее в графе схемы удалим ребра, сосединяющие вершины с (). Т.к. каждый цикл первоначального графа содержит хотя бы один элемент задержки, то получим после преобразования ациклический граф.
Объявим новыми входами схемы и припишем им входные переменные , а вершины объявим новыми выходами схемы, и припишем им переменные . Новые входы и выходы находятся во взаимно однозначном соответствии. Выходной переменной будет соответствовать входная переменная . Т.к. получена схема из функциональных элементов , то она определяет некоторый двоичный оператор . Выход есть двоичная функция от входных переменных .
Точно так же . есть некоторая функция от входных переменных. Естественно считать, что преобразование одномоментное, т.е. все преобразования производятся в один и тотже момент времени.
Теперь возвратимся к начальной схеме вычислений, т.е. восстановим элементы задержки выходного элемента задержки в момент времени . . Заменяя соответствующие переменные на , получаем автоматное преобразование:
Это и есть функциональное определение автомата.
Утверждение. Для каждой ограниченно-детерминированной функции существует схема в базисе , которая реализует данную автоматную функцию.
Доказательство.
Рассмотрим некоторое функциональное соотношение и построим схему, которая ее осуществляет. Не теряя общности будем считать, что алфавит входа и выхода .В противном случае можно перейти к алфавиту.
Рассмотрим соответствующие операторы и автомата как одномоментные выполнимые в один и тотже момент времени t. Это обычные двоичные операторы, каждый компонент которого – некоторая двоичная функция:
, векторная функция размерности .
, векторная функция размерности .
Т.к. это обычные двоичные операторы, то мы их можем реализовывать обычной функциональной схемой . Изобразим это представление на рисунке.
Схема слева реализует одномоментные операторы и : и . Введем задержку между входом и выходом . Когда вводится элемент задержки, то входные/выходные элементы связываются соотношением . Подставляя эти соотношения в предыдущие функции равенства, получаем искомую автоматную функцию: рисунок схемы справа.