Doğru sıralama için çalışması saat sinyalleri tarafından kontrol edilen durum tutma cihazları gördük ve bir dizi mantıksal ifadeyi uygulamak için bir yöntem olarak kullanılan PLA’ları gördük. Bu bölümde, iki gücü birleştirerek sıralı bir devre, belirli işlemlerin sırayla gerçekleştirildiği bir devre oluşturmasına izin vereceğiz.

Geçmişte tartıştığımız sıralı şeylerin ilginç bir kaynağı gramerdir. Dilbilgisi, sembol dizileri olan dizelerden oluşan dilleri tanımlar. Kendimize aşağıdaki görevi belirledik.

Düzenli bir dil verildiğinde (uygulanabilirlik adına düzenli), girişi olarak, cihazın her dock tıklaması için bir sembol alacağı ve çıkışı olarak, cihazın her saat tıklaması için bir boolean değeri üreteceği bir devre tasarlayabilir miyiz?

Boole değeri, şu ana kadar alınan girdi dizisi dilin bir öğesi olduğunda doğrudur. Geçiş grafikleri, normal ifadeler ve sağ doğrusal gramerler arasında nasıl dönüşüm yapacağımızı biliyoruz, dolayısıyla bunlardan herhangi birini seçebiliriz. Bir geçiş grafiği seçiyoruz; her kenarın tam olarak bir sembolle etiketlendiğini, yani E-kenarları olmadığını ve iki veya daha fazla sembol etiketli kenarları olmadığını varsayıyoruz. Bununla birlikte, istediğiniz kadar belirsiz olabilir. Şekil 5.16’da bir örnek vardır.

Grafikten devreye nasıl geçilir? İlk düğümden etiketi dizeye karşılık gelen son düğüme giden bir yol varsa, bir dizenin dilde olduğunu unutmayın. Genel olarak, bir dize verildiğinde, ilk düğümden birçok düğüme ulaşılabilir.

Ayrıca, erişilebilir düğümler verildiğinde, dize bazı sembollerle genişletilirse erişilebilir düğümlerin ne olacağını anlamak kolaydır: eski kümedeki her düğüm için, ondan bir yol aracılığıyla ulaşılabilen düğümler kümesini hesaplayın. etiketlemesi orijinal dizeye eklenen suf’a karşılık gelir. Bu yeni kümelerin birleşimi, tüm dizi kullanılarak ilk düğümden erişilebilen düğümler kümesidir.

Ulaşılabilir düğümler kümesini kaydetmek için düğüm başına bir boole tanımlıyoruz. Örnek durumunda, etiketlemesi şimdiye kadar alınan sembollerin dizisi olan bir yol boyunca ilk düğümden erişilebilir olduğunu kaydetmek için boolean qi’ye sahibiz. Determinizm nedeniyle, bu boolean’lardan birden fazlası zamanın herhangi bir noktasında doğru olabilir.

Başlangıçta, flo doğrudur ve diğerleri yanlıştır. Bizim ilgilendiğimiz çıktı q4’tür, çünkü bu son durumdur; diğerleri yalnızca hesaplamak için kullanılır. İşte q ‘ları yeni değerlerine ayarlayan ifade. Boolean a’nın, giriş a sembolü olduğunda doğru olduğu varsayılır; benzer şekilde, girişler ve semboller b ve c için. (Bu, kablo sayısını sayarken girişin en verimli kodlaması olmayabilir, ancak bu örnek için işe yarayacaktır.)

qi’ye bir değer atayan ifadede, qi düğümüne gelen kenar başına bir ayrık var. Her ayrık, kenarın kaynak düğümü ile kenarın etiketinin (yani onlara karşılık gelen booleanların) birleşimidir. Bu, yalnızca her kenar tam olarak bir sembolle etiketlenmişse, boolan değişkenlerini uygun değerlerine ayarlar.

Bu ifadedeki boolean ifadelerin tümü ayırıcı normal formdadır, yani bir PLA tarafından değerlendirilmeye uygun bir formdadırlar. flo’nun değişmez bir şekilde doğru olduğuna dikkat edin: başlangıçta doğrudur ve her adımda a, b ve c’den biri doğru olduğu için hiçbir zaman değişmez. Bu nedenle, onu düşüncelerimizden çıkarabilir ve diğer ifadeleri basitleştirebiliriz.

Daha fazla uzatmadan, bu Şekil 5.17’deki devreye dönüşür. Parmak arası terlikler bir şekilde ¢1 ve ¢2 bölümleri arasında bölünmüştür. Devrenin sol yarısı, ¢1 sırasındaki girişi karşılık gelen eviricilere kopyalar.

Eviricilerin kapısında sıkışan şarj, ¢1 düştüğünde orada kalır; özellikle PLA, çıkışında invertörlere kopyalanan kararlı bir değer üretmesi gerektiğinde ¢2 sırasında kararlıdır. Bu invertörler, sırasıyla, sol yarının girişinin gerçekten kararlı olması gerektiğinde ¢1 sırasında kararlıdır. 

Bileşik Mantık Devreleri nedir
Temel mantık devreleri pdf
Sıralı mantık devreleri
Ardışıl devreler
Temel mantık devreleri kurmak

Varyasyonlar

Programlarımız için kullandığımız notasyonda düzenli ifadeler de yazabiliriz. Örneğin geçiş grafiğine karşılık gelen ifade aşağıdaki gibi yazılabilir.

Şu ana kadar okunan giriş dizgisinin hem a’nın çiftsayısına hem de b’nin çiftsayısına sahip olduğunu gösteren çıktı st=0’dır. Her iki sayının da tek olduğunu gösteren ikinci bir çıktı eklemek istiyorsak, st = 3 ekleyebiliriz. Karşılık gelen devre farklı olmasına rağmen, aşağıdaki program tarafından aynı sonuçlar üretilir.

Bu arada, durum kodlaması nedeniyle ikinci program birinciden daha kısadır. İyi bir kodlama bulmaya durum atama problemi denir; herkesin bildiği gibi zorlu bir sorundur.

Başka bir örnek, her altıncı saat tıklamasında yavaş olarak adlandırılan bir çıkış sinyali, her üçüncü saat tıklamasında bir orta olarak adlandırılan bir çıkış sinyali ve her ikinci saat tıklamasında hızlı olarak adlandırılan bir çıkış sinyali üreten bir saat devresidir. Bir kısaltma daha kullanıyoruz: bir atamanın sağ tarafı doğruysa, atlanır; yanlışsa, hem sol hem de sağ taraf atlanır.

Bu gösterimi daha sonraki bir bölümde tekrar kullanacağız. Neyin girdi ve neyin çıktı olduğunu doğru bir şekilde anlayarak, düzenli bir ifade biçiminde, insan yazmaya cazip gelebilir.

Özyinelemeli İniş Ayrıştırma

Gramerlerle birkaç kez karşılaştık. Hesaplamanın ne olduğu konusundaki tartışmamıza gramerlere bakarak başladık. Dilleri tanımlamak için gramerler geliştirerek tanımladık. Doğru lineer dilbilgilerini geçiş grafiklerine ve ardından VLSI devrelerine çevirdik.

Bu bölümde, girdi dizilerini ayrıştırmak için programları, yani belirli bir girdi dizisinin belirli bir gramerden türetilip türetilemeyeceğini belirleyen programları inceleyeceğiz. Sağ doğrusal gramerler söz konusu olduğunda, dilbilgisi üzerinde ciddi bir kısıtlamamız vardı: her kuralın sol tarafında tam olarak bir uçsuz-tarafı ve sağ tarafında sıfır veya daha fazla uçbirimin ardından en fazla bir uçsuz-tarafı vardır. 

Bu kısıtlama, sonlu makinelere karşılık gelir. Bu bölümde, kısıtlama daha az şiddetlidir. Sol taraf hala bir uçsuz bucakla sınırlandırılmıştır, ancak sağ taraf sınırlandırılmamıştır. Bu gramer sınıfı, bağlamdan bağımsız gramer sınıfı olarak adlandırılır. Daha sonra, verimli ayrıştırma algoritmalarını kabul etmek için daha fazla kısıtlama getirmemiz gerekiyor; aslında, yalnızca bir ayrıştırma stratejisini tartışıyoruz.

Bu stratejiye yukarıdan aşağıya ayrıştırma denir. Bir dizi özyinelemeli prosedür biçiminde bir uygulama veriyoruz ve ardından ayrıştırma yöntemine bazen özyinelemeli iniş yoluyla ayrıştırma denir. Bu yöntem, daha sonra tartışılacak olan LL(l) koşulunu sağlayan gramerlerle sınırlıdır.

Ayrıştırma yöntemini domino oyunu bağlamında tartışarak başlıyoruz ve bunun bir dizi özyinelemeli prosedür biçiminde uygulanmasına bir göz atıyoruz. Teorik sınırlamaları araştırıyoruz ve bu yöntemin pratik fizibilitesini geliştirmenin yollarını tartışıyoruz.

The post Sıralı Devreler – Bilgisayar Bilimleri Ödevleri – Bilgisayar Bilimleri Ödev Hazırlatma – Bilgisayar Bilimleri Alanında Tez Yazdırma – Bilgisayar Bilimleri Ödev Yaptırma Fiyatları first appeared on Online (Parayla Ödev Yaptırma).