Асинхронная логика

Материал из Википедии — свободной энциклопедии
Перейти к: навигация, поиск

Асинхронная логика представляет собой своего рода симбиоз комбинационной логики и асинхронной секвенциальной логики. В теории цифровых устройств асинхронная логика отличается от синхронной тем, что её пропозициональные элементы действуют асинхронно во времени, не подчиняясь общему регулятору, или датчику времени. Это означает, что каждый вход моделируемого цифрового устройства руководствуется своим собственным временем, своими часами.

Принцип самосинхронности[править | править исходный текст]

Термин «самосинхронная» «апериодическая» схемотехника подчеркивает отличие от двух традиционных схемотехнических подходов синхронного и асинхронного. Первый, являющийся основным в вычислительной технике, связан с использованием механизма тактирования, задаваемого синхронизирующим устройством (таймерами, часами) и применяемого для согласования работы устройств во времени. Второй подход нашел применение лишь в тех системах дискретной автоматики, где синхронизация не используется. Синхронные схемы имеют ряд преимуществ, главным из которых является относительная простота по сравнению с асинхронными, в которых отсутствие тактового генератора связано с необходимостью введения избыточности для борьбы с аномалиями их динамического поведения (состязаниями, риском). Использование асинхронного подхода не дает увеличения быстродействия, поскольку отсутствие часов трансформируется в требование соблюдения временных интервалов между подачей соседних входных воздействий. Альтернативой традиционным подходам является самосинхронная схемотехника. При реализации самосинхронного подхода часы в схеме заменяются механизмом индикации, который не отсчитывает абсолютное время, а фиксирует те моменты времени, когда в схеме закончились переходные процессы, вызванные изменением входного воздействия. Моменты выдачи сигналов индикации определяются величинами реальных задержек, которые зависят от условий функционирования элементов схемы и могут варьироваться от нуля до любой конечной величины, что делает самосинхронные схемы устойчивыми к временной нестабильности элементов. В синхронных и асинхронных схемах величина такта должна выбираться исходя из максимальных величин задержек элементов, и в случае превышения расчетного такта в реальной схеме правильность функционирования схемы нарушается. Таким образом, традиционные концепции становятся бессмысленными, если предельные значения величины задержек априори неизвестны. Для самосинхронных схем знание величин разбросов в жизненном цикле схемы не требуется: схема гарантированно правильно функционирует инвариантно к временным параметрам элементов. При этом требование физического наличия индикатора в самосинхронной схеме не обязательно. Роль индикатора могут выполнять специальные самосинхронные коды, наличие или отсутствие которых на выходе схемы несет для соединенных с ней устройств информацию о завершении в ней переходных процессов. Самосинхронные схемы напоминают синхронные тем, что они могут иметь выделенную в явном виде пару управляющих сигналов: запрос (аналог тактового сигнала, который выдается после установки информационных входов) и ответ, который квитирует получение запроса. При таком представлении переходной процесс в схеме относительно пары управляющих сигналов моделируется элементом задержки. Самосинхронные схемы имеют преимущества и недостатки по сравнению с традиционными схемами; эти их особенностн будут рассмотрены ниже. В литературе встречаются следующие синонимы понятия «самосинхронные схемы»: самосинхронные (self-timed) схемы*; схемы, не зависящие от скорости (speed-independent circuits)*; схемы, не зависящие от задержек элементов, схемы, нечувствительные к задержкам (delay-insensitive circuits)*; апериодические (dead-beat) схемы*; полумодулярные (semimodular) схемы*; схемы Маллера (Muller’s circuits)*. В толкованиях этих базовых понятий имеются некоторые разночтения. Те из них, которые помечены звездочками, чаще используются для наименования тех классов «чистых» схем, которые правильно функционируют в предположении о любых конечных величинах задержек элементов и их вариаций. Основная задача апериодической схемотехники формулируется так. Задается спецификация, моделирующая в определенном смысле некоторый реальный процесс. Эта спецификация анализируется с целью выявления некоторых как полезных, так и аномальных свойств процесса. Затем спецификация модифицируется с целью парирования аномалий, и по новому представлению (путем использования формальных или эвристических процедур) конструируется (синтезируется) схема, поведение которой совпадает с требуемой спецификацией. Для получения нового качества схем требуются как отличные от традиционных модели (динамического типа с возможностью отражения параллелизма), так и альтернативные методы анализа и синтеза.

Краткая история[править | править исходный текст]

Теоретической базой схемотехники, как и вычислительной техники, является теория автоматов, где в качестве структурной модели асинхронного автомата господствующее место занимает модель Хаффмена [Huffman, 1954; Варшавский, 1976]. Двумя годами позднее Д. Е. Маллер, американский специалист по теории автоматов из Иллинойского университета, вместе со своим коллегой У. С. Бартки опубликовал отчет, в котором впервые было намечено новое направление, связанное с разработкой схем, поведение которых не зависит от скорости элементов. Эта основополагающая работа, к сожалению, почти не встретила ответной реакции специалистов. Много позже Р. Е. Миллер [Миллер, 1971] пытался обратить внимание читателей своей книги на маллеровский подход, но успеха не достиг, так как чрезмерное увлечение теоретическими аспектами модели оттолкнуло практиков, не увидевших никаких изящных схемных решений. Самого Маллера между тем волновали не только фундаментальные вопросы: он пытался воплотить свои мысли в рамках создания вычислительной системы Illiac II, для чего потребовалась разработка программного обеспечения анализа асинхронных схем на полумодулярность (что равносильно проверке их на принадлежность классу апериодических) и соответствующей элементной базы. Однако эта попытка окончилась неудачей из-за недостаточного уровня технологической базы того времени (навесные элементы), слабой проработки схемотехники базовых узлов Компьютера. Малая эффективность предложенных в то время схемных решений свела на нет ожидаемое увеличение быстродействия самосинхронных схем, вытекающее из организации их работы по реальным задержкам элементов. Правда, некоторые теоретики [Ангер, 1977; Фридман и др., 1978] обратили внимание на специфический запрос-ответный режим функционирования схем Маллера.
В 60-е годы наблюдалось становление новой научной дисциплины — теории сетей Петри, получившей название по имени немецкого ученого Карла Адама Петри, предложившего в 1962 г. новую модель информационных потоков в системах. Выдвинутая им идея была развита в США и других странах [Питерсон, 1984; Котов, 1984; Розенблюм, 1983]. Такие достоинства новой модели, как возможность отражения асинхронности и параллелизма, недетерминированности процессов, динамики их функционирования, простой синтаксис и наглядность модели в сочетании с достаточно широкими функциональными возможностями, явились причиной ее популярности. Теория сетей Петри развивалась самостоятельно, но тем не менее она может рассматриваться не только как автономная область науки, но и как ветвь теории автоматов в ее широком понимании, занимающая ранее не исследованную нишу между конечными автоматами и машинами Тьюринга. Подавляющая часть работ по сетям Петри «обслуживает» проблематику общей теории систем и параллельного программирования, но часть вопросов теории сетей Петри, связанных с выделением подкласса живых и безопасных сетей и их исследованием, близка к концепции самосинхронизации, причем несомненным достоинством сетевого подхода является возможность перехода от сети из указанного подкласса к самосинхронной схеме в обход процедуры кодирования. Разработки Дж. Денниса [Dennis, 1970] и его коллег по проекту МАС в части создания машин, управляемых потоками данных, также концептуально близки к проблематике самосинхронных схем, но особых успехов в схемотехнической части, насколько выяснилось, достигнуто не было.
В 1972 г. изучение асинхронных триггерных схем натолкнуло проф. В. И. Варшавского на мысль о принудительном расщеплении переходного процесса в таких схемах на две фазы с целью фиксации окончания переходных процессов в каждой фазе. Работу [Варшавский, 1976] следует считать первой в мире монографией по проблеме самосинхронизации. Основной упор в ней делался на создание апериодической схемотехники, что принципиально отличало подход авторов книги от подхода предшественников, например, описанного в [Cavarroc et al., 1974]. Физическое моделирование на уровне макетов вычислительных устройств на элементах малой степени интеграции подтвердило наличие положительных эффектов самосинхронной реализации — повышение быстродействия за счет работы по реальным задержкам элементов в 1,5-2 раза по сравнению с синхронным вариантом, а также дополнительный эффект — увеличение стабильности схем при вариации напряжения питания и изменениях условий их функционирования.
Важнейшим результатом, полученным в последующем десятилетии [Варшавский, 1986], было установление свойства полной самопроверки самосинхронных схем относительно константных неисправностей элементов. Этот результат существен с трех точек зрения: самосинхронные схемы «безопасны» в том смысле, что их функционирование прекращается при возникновении неисправности и исключается возможность возникновения ложных событий; неисправности самосинхронных схем могут быть просто локализованы при сопоставлении значения выходного сигнала с образцом; сигнал неисправности может быть использован для организации саморемонта; самопроверяемость используется как средство функционального диагностирования.
В конце 70-х годов появились крупномасштабные программы по созданию больших, сверхбольших и ваферных интегральных схем — БИС, СБИС, ВИС. Профессора Ч. Сейц [Seitz, 1980] и Дж. Деннис [Bryant, 1980] выдвинули тезис о том, что синхронный подход не в состоянии гарантировать получение работоспособных СБИС в условиях субмикронной технологии. Дело в том, что по мере уменьшения размеров вентилей, повышения быстродействия, увеличения площади и «насыщенности» микросхем более остро проявляют себя технологические проблемы, связанные с обеспечением приемлемого процента выхода годных, рассеиванием мощности и существенным повышением величины задержек проводов относительно задержек вентилей. Эти проблемы неразрывно связаны с трудностями, обусловленными сложностью проектирования и тестирования СБИС, особенно заказных, а также с организацией межмодульных связей и синхронизации. Самосинхронный подход позволяет облегчить проектирование топологии схем и избежать необходимости генерации исчерпывающих тестов.
Проблема организации связей и взаимодействия модулей включает в себя как структурный, так и временной аспекты. Первый связан с тем, что в процессорных структурах с высокой степенью интеграции и параллелизма обмен сигналами неэффективен с точки зрения затрат площади, времени и мощности. Поэтому обмен стараются свести к локальным взаимодействиям (систолические и волнофронтовые массивы) между соседними модулями. Второй аспект связан с синхронизацией и отражает тенденцию к смене ролей между задержками проводов и вентилей (особенно при проводных соединениях в диффузионном и поликремниевом слоях). Повышение относительной задержки провода замедляет работу синхронизатора, распределяющего синхросигналы по всей системе, так как частота такта должна быть снижена для компенсации перекоса локальных синхросигналов. Существует попытка паллиативного решения этой проблемы путем разбиения площади СБИС на так называемые зоны [Seitz, 1980], в пределах которых есть локальные часы. Однако такая попытка наталкивается на проблему устранения арбитражных аномалий и синхронизационных сбоев [Варшавский, 1986], возникающих при независимом тактировании зон.
Опыт проектирования самосинхронных структур продемонстрировал одновременно достоинства и недостатки канонического подхода. Пофрагментная трансляция спецификаций в модульные реализации, увеличивая скорость и уменьшая трудоемкость конструирования, оборачивается издержками в числе требуемых элементов. Поэтому реально проектирование, особенно на уровне базисных узлов (ячеек библиотеки модулей), требует изобретательства. Сочетание неформальных шагов с формальными приемами связано с психологическими нагрузками дизайнеров, которые сильно возрастают при переучивании с целью освоения методологии самосинхронного подхода. По-видимому, нельзя будет полностью отказаться от традиционных видов схемотехники в пользу самосинхронной. Этими соображениям можно объяснить возникновение направлений, промежуточных между старыми и новыми. В соответствии с паллиативным (квазисамосинхронным) подходом устройство на некотором уровне не обязательно должно быть самосинхронным (например, оно может иметь локальное тактирование), но композиция таких устройств должна вести себя по установленным правилам, то есть на следующем (верхнем) иерархическом уровне система обязана быть строго самосинхронной. Уровень «чистоты» самосинхронности определяется представлениями проектировщика. Такая идеология имеет под собой и другую аргументацию. К примеру, большинство имеющихся стандартных протоколов информационного обмена интерфейсов (как стандартных, так и новых перспективных типов, ориентированных на обмен типа «handshaking», естественного для концепции самосинхронизации) содержат временные функции, связанные с выходом из режимов по таймеру, бродкатингом, арбитражем, компенсацией перекосов и т. д. Даже «чистая» самосинхронность не решает всех проблем синхронизации для интерфейса, поэтому квазисамосинхронный подход оказывается более адекватным — важно лишь компенсировать собственно ошибки аппаратной реализации. Учитывая все перечисленные проблемы, диктуемые практикой проектирования СБИС, были сделаны существенные попытки нового осмысления теории самосинхронизации. Прежде всего необходимо отметить новые подходы к определению того, что такое самосинхронная система.
Самосинхронная система определяется [Seitz, 1980] как самосинхронный элемент или «допустимая» композиция самосинхронных элементов. Это рекурсивное определение на абстрактном уровне не вызывает сомненний, но с конструктивной точки зрения мало что дает, поскольку понятие допустимой композиции может толковаться произвольно. Содержательно самосинхронные схемы можно толковать как композицию самосинхронных модулей, которые взаимодействуют через асинхронные протоколы. Однако основная сложность в определении понятия «допустимость»; оно всегда зависит от уровня детализации модели. В работах группы Варшавского отмечается, что независимость от задержек и потому самопроверяемость на уровне логических элементов не означает наличия таких свойств на уровне транзисторов и проводных задержек. Таким образом, следует говорить не об абсолютной самосинхронности, а оговаривать заданный ее уровень. Ввиду большой сложности проектов на уровне СБИС по-новому ставится теоретический вопрос о синтезе. Все большее внимание уделяется развитию методов блочного синтеза, в результате которых допустимость (или корректность) соединения самосинхронных элементов обеспечивается по построению так называемая автокорректная реализация [Варшавский и др., 1988], которая осуществляется поблочной трансляцией элементов исходной спецификации в самосинхронные схемные «шаблоны». Однако при этом должна быть обеспечена проверка корректности исходной формальной спецификации по синтаксису и семантике. Наряду с исследованиями в области традиционных для теории самосинхронизации формализмов наметилась тенденция к «анализу» других адекватных формализмов. Последние можно разделить на следующие категории:
1) теоретико-графовые модели глобального и событийного типа;
2) темпоральная (временная) логика;
3) модели семиотического типа;
4) модели, основанные на нотации языков программирования высокого уровня;
5) комбинированные модели.

Теоретико-графовые модели глобального и событийного типа[править | править исходный текст]

Примерами моделей первого типа являются: сигнальные графы [Варшавский, 1986], диаграммы изменений [Варшавский и др., 1981], а также модели, связанные с параллельными граф-схемами алгоритмов (ГСА) и др. Принципы построения этих моделей однотипны: вершинам-событиям ставятся в соответствие изменения состояния управляющих и информационных переменных, а локальные отношения между парами отдельных вершин ставятся в соответствие тому или иному классу причинно-следственных связей между событиями в самосинхронной системе. Так, сигнальные сети Петри (сети Петри, переходы которых именованы значениями сигналов) существенно используют двудольность представляющего графа. Их анализ и приведение к полумодулярности связаны с необходимостью построения графа достижимых маркировок. схемы и дальнейших трудоемких (экспоненциальных по сложности) манипуляций с ними. Класс схем, представимых с помощью сигнальных графов, дистрибутивные схемы — уже, зато сложность их анализа при некоторых подходах может быть доведена до полиномиальной, к тому же схемы, как правило, получаются проще. Диаграммы изменений функционально мощнее сигнальных графов, но сохраняют однодольность в отличие от сигнальных сетей Петри. Формализмы, базирующиеся на ГСА, представляют собой графы с множеством типов вершин, среди которых выделяются информационные, управляющие и смешанные, что сильно усложняет процедуру анализа. В случае установления корректности спецификации на моделях первого типа, как правило, может быть осуществлен принцип автокорректной реализации. Причём речь идет только о синтезе управляющих схем.

Tемпоральная (временная) логика[править | править исходный текст]

Темпоральная логика также используется для задания и верификации самосинхронных структур [Malachi et al., 1981; Bochman, 1982]. Если при классическом маллеровском подходе для проверки полумодулярности используется гипотеза о конечности величин задержек элементов, то в [Mishra et al., 1985] обращено внимание на то, что менее жесткие гипотезы о характеристиках задержек (например, гипотеза «трех вторых»), а именно о том, что суммарная задержка трех элементов всегда превышает задержку двух, порождают качественно новые методы анализа.

Mодели семиотического типа[править | править исходный текст]

Явным представителем модели семиотического типа является программная или символическая нотация. Переходя к моделям семиотического типа, следует прежде всего остановиться на бурно развивающемся направлении, называемом теорией трейсов (трасс) [Rem et al., 1983; Snерsсhеut, 1983]. Под трейсами подразумеваются последовательности символов, отражающие возможные пути в диаграммах переходов или графах допустимых маркировок. По-видимому, трейсовый поход сыграет свою положительную роль скорее как промежуточный аппарат на определенных стадиях анализа моделей графового типа, хотя трудоемкость анализа на трейсах очень велика. Трейсы могут оказаться также весьма полезным механизмом порождения более сложного поведения из простых его форм при использовании композиционного подхода.

Mодели, основанные на нотации языков программирования высокого уровня[править | править исходный текст]

Модели четвертого типа фактически представляют собой языки программирования преимущественно с функциональной нотацией — типа Оккам, Алгол-68, Ада [Kelem, 1985] и др. Так же, как при кремниевой компиляции, операторные конструкции таких языков переводятся в шаблоны (templates), каждому из которых соответствует самосинхронный модуль. Такой подход ограничен из-за отсутствия поддержки соответствующим набором автоматизированных интеллектуальных средств проектирования и библиотек схемотехнических решений, что приводит к малоэффективным реализациям. Он применим пока лишь к объектам с примитивной структурой управления, но, возможно, развитыми информационными потоками.

Kомбинированные модели[править | править исходный текст]

Пятый подход характеризуется тем, что от языков высокого уровня осуществляется переход к некоторой модели первого типа, принятой в системе в качестве объектного механизма, например к сети Петри, интерпретированной потоком данных. Такое объектное описание анализируется на корректность, после чего осуществляется обычная процедура перехода к самосинхронной схеме. К сожалению, этот подход узко проблемно-ориентирован, в основном это способы потоковой обработки данных в сигнальных процессорах.

Развитие теоретических схемотехнических исследований, основные направления которых отражены выше, должно быть подкреплено практическими разработками, отвечающими запросам современной вычислительной техники. Известные факты внедрения — от самосинхронных схем узлов компьютеров до суперкомпьютера Cosmic Cube приведены в обзоре [Барни, 1985]. Дальнейшее распространение практики самосинхронных разработок зависит также от уровня инструментального обеспечения широкого круга разработчиков. В связи с этим предпринимаются активные попытки создания и тиражирования через информационные сети связи библиотек типовых схемотехнических решений как в рамках чисто самосинхронной, так и квазисамосинхронной идеологии.

Характеристика[править | править исходный текст]

Асинхронная логика представляет собой своего рода симбиоз комбинационной логики и асинхронной секвенциальной логики. В теории цифровых устройств асинхронная логика отличается от синхронной тем, что её пропозициональные элементы действуют асинхронно во времени, не подчиняясь общему регулятору, или датчику времени. Это означает, что каждый вход моделируемого цифрового устройства руководствуется своим собственным временем, своим генератором тактовых импульсов. Асинхронная логика является разделом дискретной математики, и может рассматриваться как прикладная дисциплина математической логики. Математическим аппаратом асинхронной логики служит Булева алгебра, которая дополняется алгебраическими инструментами асинхронной секвенциальной логики — венъюнкцией и секвенцией.

Математические инструменты[править | править исходный текст]

1. Венъюнкция — это логико-динамическая операция (знак \angle) над двумя пропозициональными переменными:

x\,\angle\,y=1,  если \,x=0/1  на фоне \,y=1;
x\,\angle\,y=0, если \,x=0 или \,y=0, или y\,\angle\,x=1.

2. Секвенция — это последовательность пропозициональных переменных (обрамление \left\langle \right \rangle ), которая, будучи двоичной функцией, принимает единичное

значение при следующей очерёдности переключений: \left\langle x_1\,x_2\,\ldots\, x_\mathrm n \right \rangle = \left \langle \left (-/1 \right ) \,\left(0/1 \right )\,\ldots\, \left (0/1 \right ) \right \rangle .

В других случаях секвенциальная функция равно нулю.

Формулы асинхронной логики[править | править исходный текст]

Формулы асинхронной логики — это аналитические выражения, в которых пропозициональные переменные соединены булевыми операциями конъюнкции, дизъюнкции и отрицания с участием логико-динамической операции венъюнкция. Кроме того, наряду с двоичными переменными, в формулах могут присутствовать секвенции. Преобразования формул асинхронной логики подчинены определённым правилам.

Законы венъюнкции[править | править исходный текст]

1. Отрицание венъюнкции:

\quad \overline {\left ( x\, \angle\, y \right )} = \bar{x} \lor \bar{y} \lor \left ( y\, \angle\, x \right ), \quad \overline {\overline {\left ( x\, \angle\, y \right )}} = \left ( x\, \angle\, y \right ).

2. Сочетание венъюнкции с конъюнкцией:

\left ( x\, \angle\, y \right ) \land \left ( y\, \angle\, x \right ) = 0, \quad
x \land \left ( x\, \angle\, y \right ) = \left ( x\, \angle\, y \right ), \quad
y \land \left ( x\, \angle\, y \right ) = \left ( x\, \angle\, y \right ).

3. Сочетание венъюнкции с дизъюнкцией:

\left ( x\, \angle\, y \right ) \lor \left ( y\, \angle\, x \right ) = \left ( x \land y \right ), \quad
x \lor \left ( x\, \angle\, y \right ) = x, \quad y \lor \left ( x\, \angle\, y \right ) = y.

4. Связь венъюнкции с секвенцией:

x\,\angle\,y \ = \left \langle y\,x \right \rangle.

Преобразование секвенций[править | править исходный текст]

1. Ассоциативность:

 \left \langle x\,y \right \rangle = \left \langle \left \langle x \right \rangle y \right \rangle,\quad
\left \langle \left \langle x \right \rangle \left \langle y \right \rangle \right \rangle = \left \langle x \left \langle y \right \rangle \right \rangle .

2. Обнуление:

\left \langle \left \langle x\,y \right \rangle \left \langle x \right \rangle \right \rangle = 0, \quad
\left \langle \left \langle x\,y \right \rangle x \right \rangle = 0, \quad \left \langle x\,y \left \langle x \right \rangle \right \rangle = 0.

3. Поглощение:

\left \langle \left \langle x \right \rangle \left \langle x\,y \right \rangle \right \rangle = \left \langle x\,y \right \rangle, \quad
\left \langle x \left \langle x\,y \right \rangle \right \rangle = \left \langle x\,y \right \rangle.

4. Расщепление:

\left \langle x\,y\,z \right \rangle = \left \langle \left \langle x\,y \right \rangle \left \langle y\,z \right \rangle \right \rangle.

5. Склеивание (при условии \left \langle x \right \rangle \supseteq \left \langle u \right \rangle):

\left \langle \left \langle x\,y \right \rangle \left \langle u\,y\,z \right \rangle \right \rangle = \left \langle x\,y\,z \right \rangle .

6. Декомпозиция:

\left \langle x\,y\,z\,u\,v \right \rangle = \left \langle \left \langle x\,y \right \rangle \left \langle y\,z \right \rangle \left \langle z\,u \right \rangle \left \langle u\,v \right \rangle \right \rangle, \quad
\left \langle x\,y\,z\,u\,v \right \rangle = \left \langle \left \langle \left \langle \left \langle \left \langle x\ \right \rangle y \right \rangle z \right \rangle u \right \rangle v \right \rangle.

7. Связь с конъюнкцией (конъюнктивное разложение секвенции):

\left\langle x_1\,x_2\,x_3\ldots\, x_\mathrm {n-1}\, x_\mathrm n\right\rangle = \left\langle x_1\,x_2 \right\rangle \land \left\langle x_2\,x_3 \right\rangle \land \ldots
\left\langle x_\mathrm {n-1}\, x_\mathrm n\right\rangle.

8. Связь с венъюнкцией (венъюнктивное разложение секвенции):

\left\langle x_1\,x_2\,x_3\ldots\, x_\mathrm {n-1}\, x_\mathrm n\right\rangle = x_\mathrm n\, \angle\, \left (x_\mathrm {n-1}\, \angle\, \left ( \ldots \left (x_3\, \angle\, \left (x_2\, \angle\, x_1 \right ) \right ) \ldots \right )\right ).

Триггерная функция[править | править исходный текст]

Триггерной называется функция-шаблон, в соответствии с которой реализуются асинхронные парафазные устройства триггерного типа. Это секвенциальная функция двух переменных, представляемая в виде двух уравнений:

Z_X=X \lor \overline{X} \angle\, \overline{Y}, \quad 
Z_Y=Y \lor \overline{Y} \angle\, \overline{X}.

Аргументы X и Y должны удовлетворять следующим соотношениям:

X \land Y=0, \,(X \not=0, \,Y \not=0, \,X \not=\overline{Y}); \quad 
\overline{X} \angle\, \overline{Y} \not=0; \quad\overline{Y} \angle\, \overline{X} \not=0.

Перспективы[править | править исходный текст]

Самосинхронная схемотехника может оказаться перспективным направлением в развитии вычислительной техники и, следовательно, аппаратных средств поддержки интеллектуальных систем. В пользу этой гипотезы — множество разнообразных факторов, против, по-видимому, только один: необходимость преодоления психологического отторжения концепции, не очень знакомой большинству проектировщиков и достаточно сложной по сравнению с общепринятой. Можно ожидать, что после создания эффективных САПР появятся изделия, соответствующие новинкам теоретических исследований в области самосинхронизации, и возникнут рыночные тенденции, стимулирующие массовый выпуск самосинхронной техники. Что касается ближайшей перспективы, то направления фундаментальных исследований более или менее ясны:
1) продолжение углубления теории самосинхронных схем для построения результатов по линии обеспечения задач САПР;
2) переход на решение задач синтеза самосинхронных схем с уровня функциональных элементов на уровень транзнсторов для различных интегральных технологий;
З) решение задач повышения уровня выхода годных вафер-ИС за счет введения избыточности, механизмов локализации неисправностей и организации саморемонта для парирования технологических дефектов;
4) формирование более чётких критериев определения самосинхронных структур, в отсутствие которых затруднена оценка результатов и реализации: с точки зрения «чистой» теории большинство выпускаемых схем, объявленных создателями самосинхронными, не принадлежат к классу независимых от скорости, а следовательно, не обладают частью полезных свойств, из которых наиболее значительным является самопроверяемость.
Используемые при реализации самосинхронных схем модели (сети Петри, сигнальные графы и др.) могут с успехом применяться при решении многих задач создания интеллектуальных систем. Так, сети Петри служат адекватным средством описания и анализа продукционных и сетевых моделей, дедуктивного вывода и т. п. [Вагин и др., 1987].

См. также[править | править исходный текст]

Литература[править | править исходный текст]

  • В. И .Варшавский, В. Б. Мараховский, Л. Я. Розенблюм и А. В. Яковлев, § 4.3 Апериодическая схемотехника, в кн. Искусственный интеллект, т.3: Программные и аппаратные средства. Под ред. В. Н. Захарова и В. Ф. Хорошевского. М.: Радио и связь, 1990.
  • J. B. Dennis, "Modular asynchronous control structures for a high performance processor," Project MAC conference on concurrent systems and parallel computation, 1970, pp. 55-80.
  • M. Rem, "Mathematical aspects of VLSI design," Caltech conference on VLSI, 1979, pp. 55-63.
  • G .V. Bochman, "Hardware specification with temporal logic: an example," IEEE Trans. on Computers, 1982, Vol. C-31, №43, pp. 223-231.
  • Y. Malachi and S. S. Owicki, "Temporal specification of self-timed systems," CMU conference on VLSI Systems and Computations, 1981, pp. 203-212.
  • Васюкевич В. О. Венъюнкция — логико-динамическая операция. Определение, реализация, приложения. // Автоматика и вычислительная техника, 1984, №6, стр. 73-78.
  • Васюкевич В. О. Элементы асинхронной логики. Венъюнкция и секвенция. — 2009. — 123 с. — URL: http://asynlog.balticom.lv/Content/Files/ru.pdf.
  • Васюкевич В. О. Аналитика триггерных функций // Автоматика и вычислительная техника, 2009, №4, стр. 21-29, ISSN 0132-4160.

Ссылки[править | править исходный текст]