Разработка цифрового управляющего автомата, выполняющего операцию деления чисел с восстановлением остатка, представленных в форме с фиксированной запятой

Размещено на http://www.allbest.ru/

Министерство образования и науки Российской Федерации

Поволжский государственный технологический университет

Кафедра ИВС

Разработка цифрового управляющего автомата, выполняющего операцию деления чисел с восстановлением остатка, ПРЕДСТАВЛЕННЫХ в форме с фиксированной запятой



Содержание

Задание

Введение

1. Алгоритм выполнения операции деления чисел с восстановлением остатка, представленных в форме с фиксированной запятой

1.1 Словесное описание алгоритма

1.2 Реализация алгоритма

2. Определение погрешностей представления операндов в разрядной сетке операционного автомата и погрешности выполнения заданной математической операции

3. Построение микропрограммы реализации операции деления с восстановлением остатка (содержательной граф-схемы алгоритма)

4. Описание автомата на начальном языке

4.1 Построение граф-схемы алгоритма (ГСА)

4.2 Построение логической схемы алгоритма (ЛСА)

5. Синтез микропрограммного автомата Мура

5.1 Построение отмеченной ГСА, определение числа состояний автомата

5.2 Построение прямой таблицы переходов микропрограммного автомата и его графа

5.3 Определение числа элементов памяти и кодирование состояний автомата

5.4 Построение структурной таблицы микропрограммного автомата, составление канонических уравнений и реализация автомата на базе логических элементов И-ИЛИ-НЕ

Заключение

Литература

операнд автомат микропрограмма погрешность



Задание

1. Определить точность результата выполнения операции деления с восстановлением остатка чисел, представленных в форме с фиксированной запятой: А = 0,06, В = -6,13.

2. Разработать микропрограмму выполнения заданной математической операции.

3. Уточнить схему операционного автомата в соответствии со своим вариантом задания.

4. Построить абстрактный автомат.

5. Осуществить структурный синтез микропрограммного автомата Мура на D-триггерах по ГСА в базисе логических элементов И-ИЛИ-НЕ на сумматорах обратного кода с использованием соседнего кодирования состояний автомата.



Введение

Устройства цифровой обработки информации можно представить в виде композиции управляющей и операционной частей, в качестве которых часто используют управляющий и операционный автомат, каждый из которых выполняет определенные действия (рис. 1).

Размещено на http://www.allbest.ru/

Управляющий автомат (УА) осуществляет координацию работы операционного автомата посредством выработки распределённой во времени последовательности управляющих сигналов, под воздействием которых в операционном устройстве выполняется некоторая операция.

Операционный автомат (ОА) выполняет конкретные операции преобразования информации. В данной курсовой работе это операция деления с восстановлением остатка чисел, представленных в форме с плавающей запятой. В качестве устройств, выполняющих такие действия, используются шифраторы, дешифраторы, регистры, сумматоры и др.

Любая операция, выполняемая ОА, может быть представлена совокупностью микроопераций , выполняемых под воздействием управляющих сигналов из УА, которые обычно обозначаются также, как и микрооперации. Последовательность выполнения микроопераций, выполняемых одновременно (микрокоманд), определяется логическими функциями двоичных переменных из множества (функциями перехода).

1. Алгоритм выполнения заданной арифметической операции

1.1 Словесное описание алгоритма

Пусть А - делимое, В - делитель и С - частное, при этом A = 0, a₁a₂…a_n; B = 0, b₁b₂…b_n; C = 0, c₁c₂…c_n.

На первом шаге делитель вычитается из делимого, а на последующих шагах, делитель, сдвинутый на i-разрядов вправо, вычитается из остатка, полученном на предыдущем i-1 шаге, т.е.:

A_i = A_i-1 - B2^-i (1)

Если A_i 0, то в частное записывается единица, т.е. С_i = 1 и находится следующий остаток по формуле (1).

Если A_i < 0, то С_i = 0 и происходит восстановление остатка:

A_i-1 = A_i + B2^-i

Частное получается следующим образом:

A_i+1 = A_i-1 - B2^{- (i+1)}

Действия повторяются до тех пор пока не будут получены все цифры частного.

При делении знаковая и цифровая части частного получаются раздельно. Знак частного образуется по формуле:

Sg_C = Sg_A Sg_B.

Для образования цифр частного воспользуемся следующим соответствием, в котором приведены логические действия над остатками и делителем:

Знак делимого А	+	+	-	-
Знак делителя В	+	-	+	-
Действие в сумматоре

Если знаки операндов одинаковые то остаток определяется путем вычитания, а если разные, то путем сложения. Для получения цифры частного необходимо проанализировать знак остатка. Обычно знак остатка считается положительным, если его знак совпадает со знаком делимого, и отрицательным, если знаки разные.

При делении чисел в естественной форме на первом шаге может произойти переполнение разрядной сетки частного, т.е. когда: |A| > |B|.

Чтобы этого не произошло, при делении в естественной форме должно выполнятся условие: |A| < |B|. Поэтому первым действием пр8и делении в естественной форме является предварительный сдвиг сумматора и регистра частного на один разряд влево.

1.2 Реализация алгоритма на примере

А = 0,06 В = -6,13 B_ц=1*2²+1*2¹+0*2⁰=110₂

А		Bд
0,06 x2		0,13 x2
0,12 x2	0	0,26 x2	0
0,24 x2	0	0,52 x2	0
0,48 x2	0	0,04 x2	1
0,96 x2	0	0,08 x2	0
0,92 x2	1	0,16 x2	0
0,84 x2	1	0,32 x2	0
0,68 x2	1	0,64 x2	0
0,36 x2	1	0,28 x2	1

А = 0,00001111 В = -110,00100001

[А]_об = 111110000 [В]_об = 000111011110

Таблица 1

Сумматор(СМ)	Регистр(Рг С)	Примечание
000111110000 000111011110 000000010010 000111011110 111000110100	0000000 000000- 0000000	И. П. СМ:= ; Рг В: =; Рг С: =0; СМ: =[СМ]+ .
111000110100 000111011110 000000100100 000111011110 111001000110	0000000 000000- 0000000	Восстановление остатка Сдвиг сумматора и регистров СМ: =[СМ]+ .
111001000110 000111011110 000001001000 000111011110 111001101010	0000000 000000- 0000000	Восстановление остатка Сдвиг сумматора и регистров СМ: =[СМ]+ .
111001101010 000111011110 000010010000 000111011110 111010110010	0000000 000000- 0000000	Восстановление остатка Сдвиг сумматора и регистров СМ: =[СМ]+ .
111010110010 000111011110 000100100000 000111011110 111101000010	0000000 000000- 0000000	Восстановление остатка Сдвиг сумматора и регистров СМ: =[СМ]+ .
111101000010 000111011110 001001000000 000111011110 000001100010	0000000 000000- 0000001	Восстановление остатка Сдвиг сумматора и регистров СМ: =[СМ]+ .
000011000100 000111011110 111011100110	0000000 000001- 0000010	Сдвиг сумматора и регистров СМ: =[СМ]+ .
111011100110 000111011110 000011000100	0000000 000010- 0000101	Восстановление остатка Сдвиг сумматора и регистров СМ: =[СМ]+ .



2. Определение погрешностей представления операндов в разрядной сетке ОА и погрешностей заданной математической операции

Абсолютная погрешность представления числа в разрядной сетке:

A₁₀ =0,00001111=0*2^-1+0*2^-2+0*2^-3+0*2^-4+1*2^-5+1*2^-6+1*2^-7+1*2^{- 8} =0,031+0,015+0,007+0,004=0,057

ДA=0,06-0,057=0,003

B₁₀ =110,00100001=1*2²+1*2¹+0*2⁰+0*2^-1+0*2^-2+1*2^-3+0*2^-4+0*2^-5+0*2^-6 +0*2^-7+1*2^-8=4+2+0,125+0,004=6,129

ДВ=|6,13|-6,129=0,001

Относительная погрешность представления числа в разрядной сетке:

; .

; .

Абсолютная погрешность выполнения операции:

;

Относительная погрешность выполнения операции:

;



3. Построение микропрограммы реализации арифметической операции деления с восстановлением остатка (Содержательной граф-схемы алгоритма)

Рис. 2 Микропрограмма операции деления с восстановлением остатка



4. Описание автомата на начальном языке

4.1 Построение граф-схемы алгоритма (ГСА)

Рис. 3 Граф-схема алгоритма операции деления с восстановлением остатка



4.2 Построение логической схемы алгоритма(ЛСА)

Рис. 4 Граф-схема алгоритма, размеченная для составления ЛСА

Y_нv¹x₁^¹Y₁x₂¹^⁶v²Y₃Y₄Y₅Y₆¹v³x₂²^⁷Y₇¹v⁴x₃^⁸Y₉v⁵Y₁₀Y₆²Y₁₁x₄^⁹щ^³

v⁶Y₂ щ ^²

v⁷Y₈ щ ^⁴

v⁸Y₇² щ ^⁵

v⁹Y_к

В соответствии с правилами запишем ЛСА одной строчкой:

Y_нv¹x₁^¹Y₁x₂¹^⁶v²Y₃Y₄Y₅Y₆¹v³x₂²^⁷Y₇¹v⁴x₃^⁸Y₉v⁵Y₁₀Y₆²Y₁₁x₄^⁹щ^³v⁶Y₂ щ ^² v⁷Y₈ щ ^⁴ v⁸Y₇² щ ^⁵v⁹Y_к



5. Синтез микропрограммного автомата Мура

5.1 Построение отмеченной ГСА, определение числа состояний автомата

Отметка ГСА для автомата Мура:

1) символом b₁ отмечаются начальная и конечная вершины ГСА;

2) каждая операторная вершина отмечается единственным символом b₂, b₃, ….

Рис. 3 Граф-схема алгоритма операции деления с восстановлением остатка, размеченная с целью синтеза автомата Мура

Как видно из рис.3, автомат Мура будет иметь 10 состояний.

5.2 Построение прямой таблицы переходов микропрограммного автомата и его графа

Составим прямую таблицу переходов автомата Мура, выполняющего операцию извлечения квадратного корня.

Прямая таблица переходов - таблица, в которой последовательно перечисляются все переходы сначала из первого состояния, затем из второго и т.д. (табл. 2).

Таблица 2

Прямая таблица переходов автомата Мура

bm	bs	X(bm,bs)
b1	b1 b2	X1
b2(Y1)	b4 b3	X2
b3(Y2)	b4	1
b4(Y3,Y4,Y5)	b5	1
b5(Y6)	b6 b7	X3
b6(Y7)	b8 b9	X4
b7(Y8)	b8 b9	X4
b8(Y9)	b10	1
b9(Y10)	b10	1
b10(Y11,Y12,Y13)	b1 b6 b7	X5

Граф автомата Мура, составленный по таблице переходов, будет иметь следующий вид:

5.3 Определение числа элементов памяти и кодирование состояний автомата

Число элементов памяти N автомата Мили определяем по выражению N? ]log₂ M [ , где M - число состояний автомата. Отсюда N=]log₂ 10[= 4.

Для кодирования состояний автомата будем использовать соседнее кодирование. Способ кодирования состояний, при котором соседние состояния автомата кодируются наборами, различающимися состоянием только одного элемента памяти, называется соседним кодированием.

1.По графу или таблице переходов автомата составляем матрицу Т, строки которой образуют пары состояний, между которыми возможен переход. Каждой паре состояний автомата ставится в соответствие вес перехода, определяемый в соответствии с выражением

P(i, j) = q(i, j) + q(j,i),

где q(i, j) - количество дуг, идущих от i -го состояния к j -му на графе состояний автомата;

q( j,i) - количество дуг, идущих от j -го состояния к i -му на графе состояний автомата.

Критерием сложности синтезированной комбинационной схемы автомата будет являться величина

W = ? P(i, j)* d(i, j),

где d(i, j) - кодовое расстояние по Хеммингу, то есть количество символов, которыми отличаются коды состояний i и j.

2. Матрицу Т упорядочиваем по весу перехода. В случае одинакового веса для упорядочивания используем суммарный вес перехода, определяемый как общее количество дуг, связанных с обоими состояниями. Упорядоченную матрицу обозначим М.

При упорядочивании матрицы необходимо также учитывать правило, при котором в каждой последующей паре содержится одна компонента (состояние) из предыдущей пары, даже если эта пара имеет меньший вес P(i, j) или меньший суммарный вес. То есть это правило имеет приоритет перед другими

Пары состояний, образующих матрицу Т	Вес перехода	Суммарный вес перехода	Упорядоченная матрица М
	1	2			1			7			10	1
	2	3			1			5			10	6
	2	4			1			6			5	6
	3	4			1			5			6	8
	4	5			1			6		М=	6	9
Т=	5	6			1			7			7	9
	5	7			1			7			7	8
	6	8			1			7			8	10
	6	9			1			7			9	10
	7	8			1			7			10	7
	7	9			1			7			5	7
	8	10			1			7			1	2
	9	10			1			7			2	4
	10	1			1			8			4	5
	10	6			1			7			2	3
	10	7			1			7			3	4

3. Состояния первой строки матрицы М кодируем начальными кодовыми комбинациями

, .

4. Для незакодированного состояния второй строки составляем дополнительную матрицу , где обозначено незакодированное состояние второй строки, равное его номеру. В матрицу введём все строчки, содержащие .

,

Множество уже закодированных состояний, содержащихся в матрице , равно .

5. Составляем множество кодовых комбинаций для состояния () с учётом условий соседнего кодирования. Для подбора кодов можно использовать карту Карно.

Составим карту Карно для трёх переменных и запишем закодированные состояния и в соответствии с их кодами в клетки карты Карно.

	00	01	11	10
00	b1	*		*
01	b2
11
10	*

Так как в переходах ,, состояния ,, незакодированны, то для нахождения кода для состояния используется только переход . Отметим звёздочками соседние к уже закодированному состоянию клетки карты Карно, получим:

для к(b₁₀) = 0000 - множество соседних клеток (кодов) .

Для каждой кодовой комбинации из вычисляем .

Таблица 3

Расчет функции W при выборе кода для состояния b₆

Соседние коды по карте Карно (множество	Состояние и код	Функция W W=P(i,j)*d(i,j)
	b10 = 0000
	Вес перехода из b10 в b6	Кодовое расстояние
0010	1	1	W0010=1*1=1
1000	1	1	W1000=1*1=1
0100	1	1	W0100=1*1=1

Функция W имеет одинаковое значение для всех кодов, поэтому можно выбрать любой, возьмём по порядку написания код 0010, то есть .

Повторяем пункты 4,5 для того, чтобы закодировать все незакодированные состояния автомата.

Для третьей строки в переходе незакодированно состояние .

,

Множество уже закодированных состояний, содержащихся в матрице , равно .

	00	01	11	10
00	b1
01	b2
11	*
10	b6	*		*

Таблица 4

Расчет функции W при выборе кода для состояния b₅

Соседние коды по карте Карно (множество	Состояние и код	Функция W W=P(i,j)*d(i,j)
	b6 = 0010
	Вес перехода из b6 в b5	Кодовое расстояние
0011	1	1	W0011=1*1=1
0110	1	1	W0110=1*1=1
1010	1	1	W1010=1*1=1

Функция W имеет одинаковое значение для всех кодов, поэтому можно выбрать любой, возьмём по порядку написания код 0011, то есть .

Для четвертой строки в переходе незакодированно состояние .

,

Множество уже закодированных состояний, содержащихся в матрице , равно .

	00	01	11	10
00	b1	*		*
01	b2
11	b5
10	b6	*		*

Таблица 5

Расчет функции W при выборе кода для состояния b₈

Соседние коды по карте Карно (множество	Состояние и код	Состояние и код	Функция W W=P(i,j)*d(i,j)
	b6 = 0010	b10=0000
	Вес перехода из b6 в b8	Кодовое расстояние	Вес перехода из b6 в b8	Кодовое расстояние
0110	1	1	1	2	W0110=1*1+1*2=3
1010	1	1	1	2	W1010=1*1+1*2=3
0100	1	2	1	1	W0100=1*2+1*1=3
1000	1	2	1	1	W1000=1*2+1*1=3

Функция W имеет одинаковое значение для всех кодов, поэтому можно выбрать любой, возьмём по порядку написания код 0100, то есть .

Для пятой строки в переходе незакодированно состояние .

,

Множество уже закодированных состояний, содержащихся в матрице , равно .

	00	01	11	10
00	b1	b8		*
01	b2
11	b5
10	b6	*		*

Таблица 6

Расчет функции W при выборе кода для состояния b₉

Соседние коды по карте Карно (множество	Состояние и код	Состояние и код	Функция W W=P(i,j)*d(i,j)
	b6 = 0010	b10=0000
	Вес перехода из b6 в b9	Кодовое расстояние	Вес перехода из b10 в b9	Кодовое расстояние
0110	1	1	1	2	W0110=1*1+1*2=3
1010	1	1	1	2	W1010=1*1+1*2=3
1000	1	2	1	1	W1000=1*2+1*1=3

Функция W имеет одинаковое значение для всех кодов, поэтому можно выбрать любой, возьмём по порядку написания код 0110, то есть .

Для шестой строки в переходе незакодированно состояние .

, .

Множество уже закодированных состояний, содержащихся в матрице , равно .

	00	01	11	10
00	b1	b8	*	*
01	b2	*
11	b5	*		*
10	b6	b9

Таблица 7

Расчет функции W при выборе кода для состояния b₇

Соседние коды по карте Карно (множество	Состояние и код	Состояние и код	Функция W W=P(i,j)*d(i,j)
	b5 = 0011	b8=0100
	Вес перехода из b5 в b7	Кодовое расстояние	Вес перехода из b8 в b7	Кодовое расстояние
1100	1	4	1	1	W1100=1*4+1*1=5
0101	1	2	1	1	W0101=1*2+1*1=3
0111	1	1	1	2	W0111=1*1+1*2=3
1011	1	1	1	4	W1011=1*1+1*2=3
Соседние коды по карте Карно (множество	Состояние и код	Состояние и код	Функция W W=P(i,j)*d(i,j)
	b9 = 0110	b10=0000
	Вес перехода из b9 в b7	Кодовое расстояние	Вес перехода из b10 в b7	Кодовое расстояние
1100	1	2	1	2	W1100=1*2+1*2=4
0101	1	2	1	2	W0101=1*2+1*2=4
0111	1	1	1	3	W0111=1*1+1*3=4
1011	1	3	1	3	W1011=1*3+1*3=6

Функция W имеет минимальное значение W=3 для трех кодов, получим код .

Для двенадцатой строки в переходе незакодированно состояние .

,

Множество уже закодированных состояний, содержащихся в матрице , равно .

	00	01	11	10
00	b10	b8
01	b1	b7		*
11	b5
10	b6	b9

Здесь всего одна соседняя клетка, получаем код .

Для тринадцатой строки в переходе незакодированно состояние .

,

Множество уже закодированных состояний, содержащихся в матрице , равно .

	00	01	11	10
00	b10	b8		*
01	b1	b7	*	b2
11	b5	*		*
10	b6	b9



Таблица 8

Расчет функции W при выборе кода для состояния b₄

Соседние коды по карте Карно (множество	Состояние и код	Состояние и код	Функция W W=P(i,j)*d(i,j)
	b2 = 1001	b5=0011
	Вес перехода из b2 в b4	Кодовое расстояние	Вес перехода из b5 в b4	Кодовое расстояние
1101	1	1	1	3	W1101=1*1+1*3=4
0111	1	3	1	1	W0111=1*3+1*1=4
1000	1	1	1	3	W1000=1*1+1*3=4
1011	1	1	1	1	W1011=1*1+1*1=2

Функция W имеет минимальное значение W=2, получаем код .

Для пятнадцатой строки в переходе незакодированно состояние .

,

Множество уже закодированных состояний, содержащихся в матрице , равно .

	00	01	11	10



Таблица 9

Расчет функции W при выборе кода для состояния b₃

Соседние коды по карте Карно (множество	Состояние и код	Состояние и код	Функция W W=P(i,j)*d(i,j)
	b2 = 1001	b4=1011
	Вес перехода из b2 в b3	Кодовое расстояние	Вес перехода из b4 в b3	Кодовое расстояние
1101	1	1	1	2	W1101=1*1+1*2=3
1111	1	2	1	1	W0111=1*2+1*1=3
1000	1	1	1	2	W1000=1*1+1*2=3
1010	1	2	1	1	W1011=1*2+1*1=3

Функция W имеет одинаковое значение для всех кодов, поэтому можно выбрать любой, .

Таким образом состояния автомата получили следующие коды:

k(b1)=0001	k(b2)=1001	k(b3)=1101	k(b4)=1011	k(b5)=0011
k(b6)=0010	k(b7)=0101	k(b8)=0100	k(b9)=0110	k(b10)=0000

5.4 Построение структурной таблицы микропрограммного автомата, составление канонических уравнений и реализация автомата на базе логических элементов И-ИЛИ-НЕ

Синтез автомата необходимо выполнить на D-триггерах, которые являются триггерами со счётным входом и как бы считают поступающие на вход импульсы. D-триггер реализует функцию временной задержки, т.е. осуществляет задержку поступившего на его вход сигнала на один такт. Функция переходов и функция входов D-триггера приведены в табл.10 и 11 соответственно.

Аналитически функционирование триггера описывается выражением

Q(t+)=D(t)

Структурная таблица переходов автомата создаётся на основе прямой таблицы переходов (табл. 2), которая дополняется столбцами кодов состояний и столбцом функций возбуждений.

Коды состояний уже определены в предыдущем разделе. Для определения функций возбуждения будем использовать таблицу выходов (табл. 8). Функцию обозначим в соответствии с используемым D-триггером буквой D с цифровым нижним индексом, означающим номер разряда, в котором функция D(t) при переходе из состояния ф(t) в состояние ф(t+1) принимает значение равное 1.

В итоге структурная таблица будет иметь вид табл.9.

На основании этой таблицы составляется система канонических уравнений, которая минимизируется любым способом.

Таблица 12

Структурная таблица переходов и выходов автомата Мили, выполняющего операцию деления с восстановлением остатка с плавающей запятой

bm	K(bm)	bs	K(bs)	X(bm,bs)	D(bm,bs)
b1	0001	b1 b2	0001 1001	BX1	D4 D1,D4
b2(Y1)	1001	b4 b3	1011 1101	X2	D1,D3,D4 D1,D2,D4
b3(Y2)	1101	b4	1011	1	D1,D3,D4
b4(Y3,Y4,Y5)	1011	b5	0011	1	D3,D4
b5(Y6)	0011	b6 b7	0010 0101	X3	D3 D2,D4
b6(Y7)	0010	b8 b9	0100 0110	X4	D2 D2,D3
b7(Y8)	0101	b8 b9	0100 0110	X4	D2 D2,D3
b8(Y9)	0100	b10	0000	1	-
b9(Y10)	0110	b10	0000	1	-
b10(Y11,Y12,Y13)	0000	b1 b6 b7	0001 0010 0101	X5	D4 D3 D2,D4

Оценка качества синтезируемой схемы

Оценка сложности в корпусах

Общее количество выводов логических элементов, используемых в синтезируемой схеме равно 167. В качестве корпусов для логических элементов возьмём корпус с 12 выводами. В результате количество корпусов, необходимых для реализации схемы, равно .

Для создания данной схемы необходимо иметь 14 корпусов.

Оценка быстродействия схемы

Быстродействие схемы определяется как максимальное время прохождения сигнала от входа схемы к её выходу по формуле , где - количество элементов на максимальном пути от входа схемы к выходу. В итоге быстродействие схемы равно .



Заключение

В процессе выполнения курсовой работы я закрепил свои знания, полученные при изучении дисциплины «Теория автоматов», и приобрёл опыт по синтезу микропрограммных автоматов, выполняющих арифметические операции на примере автомата, осуществляющего операцию деления чисел с восстановлением остатка, представленных в форме с фиксированной запятой.

Изучил причины появления погрешностей в автомате, метод оценки погрешности представления операндов в разрядной сетке цифрового автомата, а также погрешности выполнения самой операции.

Научился на основании алгоритма выполнения арифметической операции строить граф-схему алгоритма, а далее на её основе составлять логическую схему алгоритма, строить отмеченную граф-схему автомата Мура, составлять систему канонических уравнений и на базисе логических элементов И-ИЛИ-НЕ строить логическую схему микропрограммного автомата, выполняющего заданную арифметическую операцию, а также оценивать его качество.

Изучил также способ реализации автомата на программируемых логических матрицах, позволяющих повысить надёжность их функционирования.



Список литературы

1. Костромина, Н. В. Теория автоматов: лабораторный. практикум / Н. В. Костромина. Йошкар-Ола: МарГТУ, 2006.

2. Теория автоматов: методические указания к выполнению курсовой работы для студентов специальности 220100 / сост. Н. В. Костромина. Йошкар-Ола: МарГТУ, 2003.

3. Савельев, А. Я. Прикладная теория цифровых автоматов / А. Я. Савельев. М.: Высш. шк., 1987.

4. Баранов, С. И. Синтез микропрограммных автоматов / С. И. Баранов. Л.: Энергия, 1979.

Размещено на Allbest.ru

...