Легко убедиться, что полученный автомат Мили действительно эквивалентный исходному автомату Мура. Для этого достаточно рассмотреть реакцию обеих автоматов на произвольную входную последовательность, что предлагается выполнить самостоятельно. Необходимо также отметить, что в эквивалентном автомате Мили количество состояний такое же, как и в исходном автомате Мура.
Переход от автомата Мили к эквивалентному ему автомату Мура более сложен. Это связано с тем, что в автомате Мура в каждом состоянии вырабатывается только один выходной сигнал. Как и в предыдущем случае, переход наиболее наглядно делать при графическом способе задания автомата. В этом случае каждое состояние ai исходного автомата Мили порождает столько состояний автомата Мура, сколько различных выходных сигналов вырабатывается в исходном автомате при попадании в состояние ai. Рассмотрим переход от автомата Мили Sa к автомату Мура Sb на примере автомата (рис. 15).
Как следует из рис. 15 для автомата Sa при попадании в состояние а1 вырабатываются выходные сигналы W2, W4, W5, при попадании в а2 – W1, W2, a3 – W2, a4 – W3. Каждой паре состояние ai - выходной сигнал Wj, который вырабатывается при попадании в это состояние, поставим в соответствие состояние bk эквивалентного автомата Мура Sb с тем же выходным сигналом Wj : b1 = (a1, W2), b2 = (a1, W4), b3 = (a1, W5), b4 = (a2, W1), b5 = (a2, W2), b6 = (a3, W2), b7 = (a4, W3), т.е. каждое состояние ai автомата Мили порождает некоторое множество Ai состояний эквивалентного автомата Мура: A1 = { b1, b2, b3 }, A2 = { b4, b5 }, A3 = { b6 }, A4 = { b7 }. Как видно, в эквивалентном автомате Мура количество состояний 7. Для построения графа Sb поступаем следующим образом. Т.к. в автомате Sa есть переход из состояния а1 в состояние а2 под действием сигнала z1 с выдачей W1, то из множества состояний A1 = {b1, b2, b3}, порождаемых состоянием а1 автомата Sa в автомате Sb должен быть переход в состояние (a3, W2) = b6 под действием сигнала Z2 и т.д. Граф эквивалентного автомата Мура представлен на рис.19.
Если от автомата Мура Sb, эквивалентного автомату Мили Sa (рис. 19) вновь перейти к автомату Мили, то получим автомат Мили S1 (рис. 20)
Вследствие транзитивности отношения эквивалентности два автомата Мили S1 и Sa также будут эквивалентными, но у последнего будут на 3 состояния больше. Т.о., эквивалентные между собой автоматы могут иметь различное число состояний, в связи с чем возникает задача нахождения минимального (т.е. с минимальным числом состояний) автомата в классе эквивалентных между собой автоматов.
МИНИМИЗАЦИЯ ЧИСЛА ВНУТРЕННИХ СОСТОЯНИЙ ПОЛНОСТЬЮ ОПРЕДЕЛЕННЫХ АВТОМАТОВ.
Рассмотрим метод минимизации полностью определенных автоматов, предложенный Ауфенкампом и Хоном.
Основная идея этого метода заключается в разбиении всех состояний исходного абстрактного автомата на попарно непересекающиеся классы эквивалентных состояний и замене каждого класса эквивалентности одним состоянием. Т.о. получающийся в результате минимальный автомат имеет столько состояний, на сколько классов эквивалентности разбиваются состояния исходного автомата.
Для пользования методом введем несколько определений.
Два состояния абстрактного автомата называются 1-эквивалентными в том случае, если реакции автомата в этих состояниях на всевозможные входные слова совпадают.
Объединение всех 1-эквивалентных состояний абстрактного автомата образует 1-класс эквивалентности.
1-эквивалентные состояния автомата называются 2-эквивалентными, если они переводятся любым входным сигналом также в 1-эквивалентные состояния.
Объединение всех 2-эквивалентных состояний образует 2-класс эквивалентности.
По индукции можно распространить определение до i-эквивалентных состояний и i-классов эквивалентности.
Если для некоторого i разбиения состояний автомата на ( i +1) - классы совпадает с разбиением на i-классы, то оно является разбиением и на ¥ - классы эквивалентности.
Разбиение множества внутренних состояний автомата на ¥ - классы и является требуемым разбиением на классы эквивалентности, при этом такое разбиение может быть получено за конечное число шагов.
Все вышеизложенное непосредственно применимо к минимизации автомата Мили. При минимизации полностью определенных автоматов Мура вводится понятие 0-эквивалентности состояний и разбиение множества состояний на 0-эквивалентные классы: к такому классу относятся одинаково отмеченные состояния автомата Мура.
Если два 0-эквивалентных состояния любым входным сигналом переводится в два 0-эквивалентных состояния, то они называются 1-эквивалентными. Все дальнейшие классы эквивалентности состояний для автомата Мура определяются аналогично приведенному для автоматов Мили.
Рассмотрим пример минимизации автомата Мили, заданного таблицами переходов и выходов :
Из таблицы выходов получаем разбиение на 1-классы эквивалентности p1, объединяя в эквивалентные классы Bi состояния с одинаковыми столбцами:
p1 = {B1, B2}; B2 = {a1, a2, a5, a6}; B2 = {a3, a4}
Для получения 2-эквивалентных состояний строим таблицу 1-разбиения (табл.17), заменяя в таблице переходов состояния a1 соответствующими классами эквивалентности B1 или B2.
Из полученной таблицы 1-разбиения получаем 2-классы эквивалентности Ci и разбиение p2 = {C1, C2, C3}, где С1 = {a1, a1}, C2 = {a5, a6}, C3 = {a3, a4}. Сравнивая p2 и p1, отмечаем, что эти разбиения отличаются друг от друга. Поэтому аналогично строим таблицу 2-разбиения (табл. 18), опять заменяя в таблице переходов состояния ai соответствующими классами эквивалентности Ci.
Из полученной таблицы 2-разбиения получаем 3-классы эквивалентности Di и разбиение p3 ={ D1, D2, D3}, где D1 = {a1, a2}, D2 = {a5, a6}, D3 = {a3, a4}.
Сравнивая p3 и p2, замечаем, что D1 = C1, D2 = C2, D3 = C3, p3 = p3. Следовательно получили разбиение на ¥- эквивалентные классы. Т.к. всего три таких класса, то минимальный автомат будет содержать всего три состояния. Выбираем из каждого класса Di по одному состоянию и получаем множество состояний A' минимального автомата. Пусть, например, A'={a1, a4, a5}. Для получения минимального автомата из первоначальных таблиц переходов и выходов (табл. 16) вычеркиваем столбцы, соответствующие "лишним состояниям" a2, a3, a6. В результате получается минимальный автомат Мили, эквивалентный исходному автомату (табл. 19).
Минимизацией числа внутренних состояний автомата заканчивается этап абстрактного синтеза.
Структурный синтез ЦА.
Задачи синтеза ЦА.
Канонический метод структурного синтеза ЦА.
Элементарные цифровые автоматы с памятью
(триггерные устройства) и их свойства.
Вслед за этапом абстрактного синтеза автоматов следует этап структурного синтеза, целью которого является построение схемы, реализующей автомат из элементов заданного типа. Если абстрактный автомат был лишь математической моделью, проектируемого устройства, то в структурном автомате учитывается структура входных и выходных сигналов автомата, а также его внутренне устройство на уровне логических схем. Основной задачей структурной теории автоматов является разработка общих методов построения структурных схем автоматов.
В отличие от абстрактного автомата, имеющего один вход и один выход, на которые поступают сигналы во входном и выходят в выходном W={W1,..,WG} алфавитах, структурный автомат имеет L входных каналов х1,х2,..,хL и N выходных y1,y2,…,yN на каждом из которых присутствует сигнал структурного алфавита.
Обычно в качестве структурного используется двоичный алфавит.
В этом случае каждому входному сигналу ZF абстрактного автомата соответствует некоторый двоичный вектор (lf1,lf2,..,lfL), где lfLÎ{0,1}.
Очевидно, что для представления (кодирования) входных сигналов Z1,..,ZF абстрактного автомата различными двоичными векторами должно быть выполнено условие
L ] log2F [,
аналогично
N ] log2G [
Например , Z={Z1,Z2,Z3,Z4} W={W1,W2,W3}.
Тогда L log24=2 N log23=2
Закодировать входные и выходные сигналы можно ,например, так:
Z1 = 00 W1 = 00
Z2 = 01 W2 = 01
Z3 = 10 W3 = 11
Z4 = 11
Cледовательно, структурный автомат с двумя входами x1 и x2 и двумя выходами y1 и y2 может быть представлен в виде:
Задача синтеза структуры автомата.
На этапе структурного синтеза предварительно выбираются элементарные автоматы, путем композиции которых строят логические схемы полученных на этапе абстрактного синтеза автоматов Мили и Мура. Если решение задачи структурного синтеза существует, говорят, что заданная система автоматов структурно полна.
Страницы: 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10, 11, 12, 13, 14, 15, 16, 17, 18, 19, 20, 21
