Как найти минимальную днф для функции - Исправление недочетов и поиск решений вместе с Examum.ru

Построение минимальных ДНФ

СДНФ, которая строится по таблице булевой функции, зачастую оказывается весьма сложной, т.е. она содержит достаточно много элементарных конъюнкций и литералов. Необходимо уметь находить в определенном смысле минимальную ДНФ, представляющую исходную функцию. Уточним задачу.

Определение 6.5. Булеву функцию называют импликантой булевой функции , если для любых наборов значений переменных из g=1 следует f=1 .

Замечание 6.7. Напомним, что функции и можно рассматривать как функции от одного и того же числа переменных. Обозначая это число через , можно так уточнить понятие импликанты: функция $gin mathcal{P}_{2,n}$ есть импликанта функции $gin mathcal{P}_{2,n}$ если для каждого набора a $widetilde{alpha}inmathbb{B}^n$ из g(widetilde{alpha})=1 следует f(widetilde{alpha})=1 . Термин «импликанта» естественным образом ассоциируется и с логической связкой, называемой импликацией, и с одноименной булевой функцией. Действительно, если д импликанта , то из (gto f)=1 и g=1 следует, что f=1 , т.е. истинно высказывание

$(forallwidetilde{alpha}inmathbb{B}^n)bigl((g(widetilde{alpha})=1)Rightarrow (f(widetilde{alpha})=1)bigr).$

Если функция представлена СДНФ, то любая ее элементарная конъюнкция (констпигпуентпа единицы функции ) будет ее импликантой. Полезно заметить также, что если g_1 и g_2 — импликанты , то дизъюнкция g_1lor g_2 также является импликантой . Действительно, если g_1lor g_2=1 , то g_1=1 или g_2=1 . Но тогда, поскольку каждая из этих функций есть импликанта , и есть импликанта .

Из определения 6.5 и понятия равных булевых функций (см. определение 6.2) следует, что булевы функции и равны, если и только если каждая из них служит импликантой другой: f=1Leftrightarrow g=1 .

Определение 6.6. ДНФ называют минимальной, если она содержит наименьшее число литералов среди всех ДНФ, эквивалентных ей.

Обратим внимание на то, что под числом литералов в ДНФ понимают число всех подформул этой ДНФ, которые являются литералами. Так, СДНФ (6.9) содержит 12 литералов (по три литерала в каждой из четырех элементарных конъюнкции).

Пример 6.10. ДНФ $x_1x_2lor overline{x}_1x_2$ не является минимальной, так как ее можно преобразовать к эквивалентной ДНФ, не содержащей ни одного из литералов $widetilde{x}_1:$

$x_1x_2lor overline{x}_1x_2=(x_1lorwidetilde{x}_1)x_2=x_2,.$

Вместо четырех литералов в исходной ДНФ получаем ДНФ, состоящую из одного литерала.
Определение 6.7. Длиной ДНФ называют число входящих в нее элементарных конъюнкций.
ДНФ называют кратчайшей, если она имеет наименьшую длину среди всех эквивалентных ей ДНФ.

Заметим, что кратчайшая ДНФ не обязана быть в то же время минимальной среди всех ДНФ, эквивалентных исходной функции. Но поиск минимальных ДНФ, как мы сейчас увидим, проводится среди кратчайших ДНФ.

Наша задача состоит в том, чтобы описать метод построения минимальной ДНФ, эквивалентной заданной булевой функции. Мы рассмотрим простейший метод такого рода, основанные на алгоритме Квайна — Мак-Клоски. Этот алгоритм исходит обязательно из СДНФ, которая строится по таблице функции так, как это было описано ранее.

Алгоритм Квайна–Мак-Клоски

Опишем последовательно этапы, составляющие алгоритм Квайна–Мак-Клоски.

1. Склейка. Пусть K_1 и K_2 — две элементарные конъюнкции, входящие в исходную СДНФ Ф, которая представляет функцию , причем для некоторого переменного и некоторой элементарной конъюнкции выполняются равенства K_1=xK и $K_2=overline{x}K$ . Тогда имеем, согласно тождествам булевой алгебры,

$K_1lor K_2=xKlor overline{x}=(xlor overline{x})K=K,.$

Мы получаем элементарную конъюнкцию , которая содержит на один литерал меньше, чем K_1 и K_2 , и является, как и обе конъюнкции K_1 и K_2 , импликантой . Образно говоря, мы «склеили» две импликанты в одну, в которой число литералов на единицу меньше.

Операцию получения по K_1 и K_2 , описанную выше, можно провести и для любых двух элементарных конъюнкций подобного вида, составляющих любую ДНФ, эквивалентную исходной функции. Такую операцию называют простой склейкой импликант K_1 и K_2 по переменному .

Установим геометрический смысл простой склейки* (с точки зрения структуры, или «геометрии», булева куба).

Из доказательства теоремы о представлении булевой функции в виде ДНФ (см. теорему 6.2) мы знаем, что существует взаимно однозначное соответствие между множеством элементарных конъюнкций СДНФ, представляющей функцию , и множеством C_f^1 ее конституент единицы. Это соответствие, напомним, таково, что каждому набору $widetilde{alpha}=(alpha_1,ldots,alpha)in C_f^1$ отвечает элементарная конъюнкция $K_{widetilde{alpha}}=x_{1}^{alpha_1}cdotldots x_{n}^{alpha_n}$ , принимающая значение 1 только на наборе . Тогда простая склейка может быть применена только к таким двум элементарным конъюнкциям $K_{widetilde{alpha}}$ и $K_{widetilde{beta}}$ , соответствующим наборам $widetilde{alpha}, widetilde{beta}in C_f^1$ , что для некоторого i~(1leqslant ileqslant n)

$begin{aligned}widetilde{alpha}&= (alpha_1,ldots, alpha_{i-1},alpha_{i}, alpha_{i+1}, ldots, alpha_{n}),\[2pt] widetilde{beta}&= (alpha_1,ldots, alpha_{i-1}, overline{alpha}_{i}, alpha_{i+1}, ldots, alpha_{n}).end{aligned}$

Это значит, что наборы widetilde{alpha}, widetilde{beta} таковы, что один из них доминирует над другим (они различаются значением только одной компоненты), т.е. они образуют ребро булева куба $mathbb{B}^n$ .

Следовательно, простой склейке, применяемой к элементарным конъюнкциям исходной СДНФ, представляющей функцию , подлежат те и только те элементарные конъюнкции, которые соответствуют элементам какого-либо ребра булева куба, на котором функция принимает единичное значение. Образно говоря, две соседние вершины куба, на которых функция равна 1, псклеиваются» в ребро, их «соединяющее».

С алгебраической же точки зрения мы из двух элементарных конъюнкций $K_{widetilde{alpha}}$ и $K_{widetilde{beta}}$ получаем новую элементарную конъюнкцию $x_{1}^{alpha_1}ldots x_{i-1}^{alpha_{i-1}} x_{i+1}^{alpha_{i+1}}ldots x_{n}^{alpha_n}$ , лишенную литерала $x_{i}^{alpha_i}$ .

Итак, применяя простую склейку к исходной СДНФ Phi , получаем новую ДНФ Phi_1 ; к ней также применяем простую склейку — получаем ДНФ Phi_2 ; продолжаем выполнять эту операцию до тех пор, пока не окажется, что для некоторого в ДНФ Phi_k уже нельзя склеить никакие две элементарные конъюнкции. Такое всегда найдется, так как СДНФ Phi состоит из конечного числа элементарных конъюнкций, а они, в свою очередь, состоят из конечного числа литералов. Полученную в результате ДНФ Phi_k называют сокращенной ДНФ функции , а ее элементарные конъюнкции — простыми импликантами булевой функции .

Замечание 6.8. Понятие простой импликанты определено через процедуру многократного повторения простой склейки. Иногда простую импликанту булевой функции определяют независимо от понятия о склейке как такую элементарную конъюнкцию в составе некоторой ДНФ, представляющей функцию , что удаление из нее любого литерала лишает ее свойства «быть импликантой». Например, конъюнкция $x_1x_2 overline{x}_3$ не является простой импликантой мажоритарной функции, так как из ее СДНФ (6.9) можно удалить литерал $overline{x}_3$ и получить конъюнкцию x_1x_2 , которая будет снова импликантой функции, но уже, как будет показано далее, простой.

Можно доказать, что эти два определения простой импликанты равносильны.

Геометрия описанного выше многократного повторения простой склейки, как можно показать, состоит в дальнейшем «склеивании» каждой пары соседних ребер {граней размерности 1), на которых значение функции равно 1, в грани размерности 2, соседних граней размерности 2 в грани размерности 3 и т.д. Разбираемый ниже пример поясняет эту идею.

Пример 6.11. Зададим функцию от трех переменных следующей СДНФ:

$f=overline{x}_1overline{x}_2overline{x}_3lor overline{x}_1overline{x}_2 x_3lor x_1overline{x}_2overline{x}_3lor x_1overline{x}_2x_3,.$

(6.11)

Подвергнем простой склейке первую и третью, а также вторую и четвертую элементарные конъюнкции в (6.11):

$f=overline{x}_2overline{x}_3loroverline{x}_2x_3,.$

(6.12)

Склейка первой и третьей конъюнкций в формуле

С геометрической точки зрения склейка первой и третьей конъюнкций в формуле (6.11) означает, что функция принимает единичное значение на ребре [000,100] (рис. 6.6), а склейка второй и четвертой конъюнкций точно так же определяет ребро [001,101], Эти ребра являются соседними, и, кроме того, оказывается, что функция / принимает единичное значение и на другой паре соседних ребер: [000, 001] и [100,101]. Здесь сказывается существенное отличие «геометрии» булева куба от классической: в булевом кубе ребро — это пара вершин, между которыми нет никаких «точек». Тогда любая пара соседних ребер образует грань размерности 2, любая пара соседних граней размерности 2 образует грань размерности 3 и т.д. Таким образом, если функция принимает единичное значение на двух соседних ребрах булева куба, то она равна 1 в любой точке образуемой ими грани размерности 2, если она равна 1 на двух параллельных соседних гранях размерности 2, то она равна 1 на соответствующей грани размерности 3 и т.д.

Применяя простую склейку к (6.12) (по переменному x_3 ), получаем $f(x_1,x_2,x_3)=overline{x}_2$ . Побочным результатом склейки явилось и удаление фиктивных переменных функции x_1 и x_3 .

Пример 6.12. Рассмотрим СДНФ мажоритарной функции (6.9).
Имеем следующие склейки:

$overline{x}_1x_2x_3lor x_1x_2x_3=x_2x_3,qquad x_1overline{x}_2x_3lor x_1x_2x_3=x_1x_3,qquad x_1x_2overline{x}_3lor x_1x_2x_3=x_1x_2.$

В данном случае сразу получаем сокращенную ДНФ: Phi_1=x_1x_2lor x_1x_3lor x_2x_3 .

Карты Карно

Для булевых функций от трех и четырех переменных процедура склейки наглядно и просто выполняется на так называемых картах Карио. Форма карт Карно, представляющих собой прямоугольные таблицы, для функции от трех переменных показана на рис. 6.7, а для функции от четырех переменных — на рис. 6.8. На рис. 6.7 строки отмечены наборами значений переменного x_1 , а столбцы — x_2,x_3 , а на рис. 6.8 строки — наборами значений переменных x_1,x_2 , а столбцы — x_3,x_4 .

Форма карт Карно для функций от трех и четырёх переменных

Карта Карно есть не что иное, как форма таблицы для определения булевой функции. Каждая клетка карты задается своим набором значений переменных, причем в клетках, соответствующих конституентам единицы данной функции, ставится единица, тогда как остальные клетки остаются пустыми. Карта Карно устроена так, что наборы, определяющие любые две соседние клетки, различаются в точности в одной позиции (т.е. различаются значениями ровно одной компоненты), причем клетки (одной и той же строки или одного и того же столбца), примыкающие к противоположным сторонам прямоугольника, также являются соседними в только что определенном смысле. Это можно представить себе так, что карта закручивается» в цилиндр» по обоим направлениям, т.е. в «тор».

С геометрической точки зрения карта Карно есть способ изображения булева куба (размерностей 3 и 4). Любая пара соседних клеток (с учетом «закрученности» карты) определяет некоторое ребро булева куба, а любой прямоугольник, состоящий из 2^k клеток (или, как говорят, прямоугольник с площадью 2^k ) для некоторого , определяет грань размерности .

Можно построить карты Карно и для размерностей 5 и 6, но они используются весьма редко. Может быть построена и простейшая карта Карно для функции от двух переменных, но для таких функций не возникает нетривиальных задач построения минимальной ДНФ.

Пусть булева функция задана таблицей, представленной в форме карты Карно. Описанный выше итерационный процесс склейки, в результате которого получается сокращенная ДНФ, представляющая функцию , проводится на карте Карно так: любые две соседние клетки, содержащие единицы, обводятся, и «поглотивший» их прямоугольник (он и есть обозначение результата склейки на карте) представляется словом, содержащим «0», «1» и «×» («крестик»), причем «крестик» занимает позицию того переменного, по которому произведена склейка (рис. 6.9).

Булева функция, заданая таблицей, представленной в форме карты Карно

С геометрической точки зрения такой прямоугольник площади 2 соответствует ребру булева куба, в каждой вершине которого функция принимает значение 1. Запись прямоугольника в виде слова можно понимать как обозначение соответствующего ребра. Так, на карте, показанной на рис. 6.9, прямоугольник 11× обозначает ребро [110,111], прямоугольники же 1×1 и ×11 — ребра [101,111] и [011,111] соответственно.

По таким обозначениям легко получить и ту импликанту, которая является результатом простой склейки: для этого достаточно записать литерал x_i (соответственно $overline{x}_i$ ), если в i-й позиции стоит 1 (соответственно 0), и пропустить литерал ж», если в i-й позиции стоит «крестик». Так, по слову 1×0 получим импликанту $x_1overline{x}_3$ .

Наличие на карте Карно двух прямоугольников площади 2, находящихся в соседних столбцах или строках, показывает, что функция принимает значение 1 на некоторой паре соседних ребер, т.е. на некоторой грани размерности 2. Тогда они могут быть объединены в один большой прямоугольник площади 4 (рис. 6.10).

Наличие на карте Карно двух прямоугольников площади и их объединение

Этот прямоугольник можно записать в виде слова хОх, показывая тем самым, что соответствующая грань (размерности 2) образована любой из двух пар соседних ребер: (×00, ×01) (два вертикальных прямоугольника площади 2) или (00×, 10×) (два горизонтальных прямоугольника площади 2).

Точно так же можно объединять в один прямоугольник площади 8 два соседних прямоугольника площади 4 (рис. 6.11).

Карты Карно

Если такие большие прямоугольники находить сразу, то «поглощаемые» ими меньшие прямоугольники уже не рассматриваются. Тем самым, находя на карте Карно прямоугольники максимальной площади и не содержащиеся друг в друге, мы находим грани максимальных размерностей и максимальные по включению, такие, на которых заданная функция принимает единичное значение. Поскольку грань размерности имеет 2^k вершин, то выделяемые описанным способом прямоугольники могут состоять только из 2^k клеток (для некоторого , не превышающего числа переменных). Так, на карте, приведенной на рис. 6.12, получим два прямоугольника площади 4: ×0×0 и 0×0×, соответствующие граням размерности 2, и один прямоугольник 01×1, отвечающий ребру, которое не содержится ни в одной из указанных выше граней. Подчеркнем еще раз, что соседство клеток, прямоугольников и само выделение прямоугольников на карте Карно производится с учетом ее «закрученности». В этой связи интересен » прямоугольник» на карте, приведенной на рис. 6.12, обозначенный ×0×0. Он образован двумя парами противоположных угловых клеток.

Таким образом, если на карте Карно сразу выделять все максимальные (в указанном выше смысле) прямоугольники площади 2^k (для некоторого kgeqslant0 и не превышающего числа переменных), то тем самым мы «геометрически» реализуем описанный ранее алгебраический итерационный процесс склейки и в результате получаем все простые импликанты исходной функции (составляющие сокращенную ДНФ). Эти импликанты восстанавливаются по записям прямоугольников точно так же, как описано выше для простой склейки. Так, для карты, приведенной на рис. 6.12, получим сокращенную ДНФ в виде

$overline{x}_2 overline{x}_4lor overline{x}_1 overline{x}_3lor overline{x}_1x_2x_4,.$

2. Определение ядра. Говорят, что элементарная конъюнкция покрывает элементарную конъюнкцию (и пишут Ksucc L ), если любой литерал, входящий в , входит в . Так,

$x_1x_2succ x_1x_2x_3,qquad x_1x_3succ x_1 overline{x}_2x_3$ , но $x_1x_3nsucc x_1x_2overline{x}_3$ .

Поскольку вторая конъюнкция содержит литерал $overline{x}_3$ , отсутствующий в первой конъюнкции. Легко понять, что если Ksucc L , то Klor L=K (согласно тождествам поглощения).

Каждая входящая в сокращенную ДНФ простая импликанта покрывает некоторую элементарную конъюнкцию исходной С ДНФ. На карте Карно этому отвечает прямоугольник, п закрывающий» соответствующую единицу.

Простую импликанту называют ядровой, если она покрывает некоторую элементарную конъюнкцию исходной СДНФ, не покрываемую никакой другой простой импликантой. На карте Карно прямоугольник, соответствующий ядровой импли-канте, отыскивается очень просто: это такой прямоугольник, удалив который получим единицу, не закрытую никаким другим прямоугольником. Тогда ни одна ядровая импликанта не может быть удалена из искомой минимальной ДНФ исходной функции, т.е. все ядровые импликанты обязательно войдут в минимальную ДНФ.

Множество всех ядровых импликант (склеек) сокращенной ДНФ называют ядром.

Пример 6.13. а. У мажоритарной функции все импликанты являются ядровыми. Напротив, у функции, изображенной на карте Карно на рис. 6.13, ядро пусто, т.е. ядровых импликант нет вовсе.

Две карты Карно

б. На карте Карно на рис. 6.14 в ядро попадают склейки 0times,times1,~ 0times1times,~ 1times00 .

Если все простые импликанты оказались в ядре, то сокращенная ДНФ и есть единственная минимальная и кратчайшая ДНФ для данной функции. Именно так обстоит дело с мажоритарной функцией (см. пример 6.12). В противном случае смотрят, не эквивалентна ли ДНФ, построенная как дизъюнкция всех ядровых импликант, исходной СДНФ. Это будет иметь место тогда и только тогда, когда ядровые импликанты покрывают в совокупности все элементарные конъюнкции исходной СДНФ. На карте Карно тогда каждая клетка, содержащая единицу, должна быть закрыта прямоугольником, отвечающим некоторой ядровой импликанте. Если это так, то ДНФ, построенная по ядру, как описано выше, есть минимальная и кратчайшая (склейки ядра закрыли все единицы карты Карно). При этом импликанты, не попавшие в ядро, все оказываются «избыточными», т.е. их удаление из сокращенной ДНФ не приводит к нарушению эквивалентности этой последней с исходной СДНФ.

В остальных случаях переходят к отысканию так называемых тупиковых ДНФ.

3. Перечисление тупиковых ДНФ. Простую импликанту называют избыточной (относительно некоторой ДНФ, содержащей только простые импликанты и эквивалентной исходной СДНФ), если ее можно удалить из этой ДНФ без потери эквивалентности ее исходной СДНФ. Так, сокращенная ДНФ (см. рис. 6.14) содержит избыточные импликанты: импликанта, соответствующая прямоугольнику 10times0 , или импликанта, соответствующая прямоугольнику times010 , может быть удалена (но не обе сразу!). Это значит, что каждая из этих импликант является избыточной относительно сокращенной ДНФ, но удаление одной из них приводит к новой ДНФ, относительно которой вторая из упомянутых импликант уже не будет избыточной. В том случае, когда каждую элементарную конъюнкцию исходной СДНФ покрывает некоторая ядровая импликанта, импликанты, не вошедшие в ядро, можно удалить одновременно.

Тогда можно представить процесс пошагового удаления избыточных импликант, начиная с сокращенной ДНФ, в результате которого получится некоторая ДНФ, уже не содержащая ни одной избыточной склейки.

Любую ДНФ, эквивалентную исходной СДНФ, содержащую все ядровые импликанты и не содержащую ни одной избыточной импликанты, называют тупиковой.

Заметим, что в силу конечности множества всех импликант тупиковая ДНФ обязательно существует, т.е. в упомянутом выше процессе мы рано или поздно доберемся до такого момента, когда удаление хотя бы одной склейки приведет к тому, что «откроется» какая-то единичная клетка на карте Карно и тем самым будет потеряна эквивалентность полученной таким образом ДНФ исходной СДНФ.

Для СДНФ, карта Карно которой приведена на рис. 6.14, имеются две тупиковые ДНФ (первые три конъюнкции соответствуют ядру):

$begin{gathered}overline{x}_1x_4lor overline{x}_1x_3lor x_1overline{x}_3cdot overline{x}_4lor overline{x}_2 x_3 overline{x}_4,\[2pt] overline{x}_1x_4lor overline{x}_1x_3lor x_1overline{x}_3cdot overline{x}_4lor x_1overline{x}_2cdot overline{x}_4. end{gathered}$

В общем случае для перечисления всех тупиковых ДНФ может быть использован следующий алгоритм. Мы изложим его в терминах карт Карно и, допуская вольность речи, будем отождествлять максимальные прямоугольники на карте Карно с соответствующими простыми импликантами.

Присвоим каждой простой импликанте сокращенной ДНФ некоторое имя: т.е. обозначим их, например, как K_1,K_2,ldots,K_m . Для любой единицы карты Карно, не покрываемой ядром, перечислим все простые импликанты, которые ее покрывают, записав их в виде элементарной дизъюнкции, в которой переменными считаются введенные выше имена простых импликант. Переменное, именующее данную простую импликанту, принимает, по определению, значение 1, если данная простая импликанта выбирается для покрытия рассматриваемой единицы
карты Карно.

Записав все элементарные дизъюнкции, составим из них КНФ. Рассмотрим карту Карно на рис. 6.13. Обозначив

$begin{array}{lll}K_1=x_1overline{x}_2(10times),&qquad K_2= overline{x}_2 x_3(times01), &qquad K_3= overline{x}_1x_3(0times1),\[2pt] K_4= overline{x}_1 x_2(01times), &qquad K_5=x_2overline{x}_3(times10),&qquad K_6= x_1overline{x}_3(1times0), end{array}$

получим

(K_1lor K_6)land (K_1lor K_2)land (K_2lor K_3)land (K_3lor K_4)land (K_4lor K_5)land (K_5lor K_6).

(6.13)

Тем самым мы образуем вспомогательную функцию (представленную КНФ вида (6.13)), называемую функцией Патрика. Раскрывая скобки в КНФ (6.13) и используя тождества булевой алгебры (в частности, тождество поглощения), получим ДНФ, в которой каждая элементарная конъюнкция соответствует некоторой тупиковой ДНФ и, наоборот, каждой тупиковой ДНФ может быть сопоставлена одна из этих конъюнкций.

Для нашего примера поступим так: вычислим конъюнкцию первой и второй скобки в выражении (6.13), а также третьей и четвертой, пятой и шестой скобок, после чего получим

$begin{aligned}(K_1lor K_1 K_2lor K_6 K_1lor K_6 K_2) &land (K_2 K_3lor K_2 K_4lor K_3lor K_3 K_4)land\[2pt] &land (K_4 K_5lor K_4 K_6lor K_5lor K_5 K_6). end{aligned}$

(6.14)

Используя тождества поглощения, в первой скобке в формуле (6.14) мы можем удалить все члены, содержащие K_1 , во второй скобке — все члены, содержащие K_3 , в третьей скобке — все члены, содержащие K_5 . Проделав это, раскрыв все три скобки и применив еще раз поглощение, окончательно получим

K_1 K_3 K_5lor K_1 K_3 K_4 K_6lor K_1 K_2 K_4 K_5lor K_2 K_3 K_5 K_6lor K_2 K_4 K_6.

(6.15)

Элементарные конъюнкции в (6.15) определяют тупиковые ДНФ. Более того, так как в данном случае отсутствуют ядровые импликанты, найденные конъюнкции исчерпывают тупиковые ДНФ. Первая тупиковая ДНФ состоит из конъюнкций K_1,,K_3 и K_5 , т.е. имеет вид $x_1 overline{x}_2lor overline{x}_1x_3lor x_2 overline{x}_3$ . Точно так же определяются остальные тупиковые ДНФ.

Обоснование описанного выше алгоритма может быть получено из следующих соображений. Функция Патрика, представленная КНФ, принимает значение 1 тогда и только тогда, когда каждая элементарная дизъюнкция принимает значение 1. А элементарная дизъюнкция принимает значение 1 в том и только в том случае, когда хотя бы одно ее переменное принимает значение 1. Согласно определению функции Патрика, это значит, что хотя бы одна простая импликанта выбрана для покрытия соответствующей единицы на карте Карно. Поскольку таким образом перебираются все не покрываемые ядром единицы карты Карно, то гарантируется эквивалентность искомой ДНФ исходной СДНФ. Однако, когда функция Патрика представлена ДНФ и мы выбираем в точности одну из ее элементарных конъюнкций, полагая, что все входящие в нее переменные равны 1, мы тем самым из всех возможных вариантов покрытия каждой единицы на карте Карно выбираем в точности один вариант. Значит, полученная в результате такого выбора ДНФ для исходной (минимизируемой) СДНФ действительно будет тупиковой.

Но нужно заметить, что перечисление тупиковых ДНФ является самым неприятным и трудоемким этапом всего алгоритма минимизации. Если число единичных клеток карты Карно, не покрываемых ядром, достаточно велико, то функция Патрика будет весьма сложной и ее упрощение сопоставимо по трудоемкости со всем процессом минимизации.

4. Отыскание среди тупиковых ДНФ кратчайших и минимальных. Среди найденных тупиковых ДНФ находят кратчайшие и минимальные. Можно легко показать, что минимальная ДНФ всегда является кратчайшей, но обратное неверно. Так, $x_1x_2loroverline{x}_2=x_1lor overline{x}_2$ и первая ДНФ кратчайшая, но не минимальная. Действительно, легко сообразить, что вторая из записанных ДНФ минимальна. Следовательно, представляемую ею функцию нельзя представить ДНФ, содержащей менее двух элементарных конъюнкций. Но в первой ДНФ три литерала, а во второй — два. Из пяти тупиковых ДНФ, соответствующих функции Патрика (6.15), кратчайшими являются две. Каждая из них минимальна, так как обе они имеют одинаковое число литералов.

Карта Карно

Пример 6.14. Рассмотрим карту Карно на рис. 6.15. В результате проведения склейки получим следующую сокращенную ДНФ*:

$overline{x}_1overline{x}_3lor overline{x}_1overline{x}_2lor overline{x}_2 overline{x}_4lor overline{x}_2overline{x}_3lor overline{x}_3x_4lor x_1x_2x_4lor x_1x_2x_3lor x_1x_3overline{x}_4,.$

Ядро составляют склейки (простые импликанты) $overline{x}_1overline{x}_3$ и $overline{x}_1overline{x}_3$ .

Шесть клеток, содержащих единицу, на карте Карно остаются непокрытыми ядровыми склейками. Для неядровых склеек (обозначенных K_1,ldots,K_6 ) составляем функцию Патрика в виде

(K_3lor K_4) (K_4lor K_5) (K_5lor K_6) (K_1lor K_2) (K_2lor K_3) (K_1lor K_6).

Преобразуя ее аналогично функции (6.13), получаем

K_1K_3K_5lor K_2K_4K_6lor K_2K_3K_5K_6lor K_1K_2K_4K_5lor K_1K_3K_4K_6,.

Имеем, следовательно, пять тупиковых ДНФ. Запишем их, для наглядности, так:

$underbrace{overline{x}_1overline{x}_3lor overline{x}_1 overline{x}_2}_{text{yadro}}lor begin{cases}overline{x}_2overline{x}_4lor overline{x}_3x_4lor x_1x_2x_3,\ overline{x}_2overline{x}_3lor x_1x_2x_4lor x_1x_3overline{x}_4,\ overline{x}_2 overline{x}_3lor overline{x}_3x_4lor x_1x_2x_3lor x_1x_3overline{x}_4,\ overline{x}_2 overline{x}_4lor overline{x}_2overline{x}_3lor x_1x_2x_4lor x_1x_2x_3,\ overline{x}_2 overline{x}_4lor overline{x}_3x_4lor x_1x_2x_4lor x_1x_3overline{x}_4. end{cases}$

Из этих пяти тупиковых ДНФ кратчайшими являются первая и вторая. Из них, в свою очередь, минимальной является первая, так как она содержит на один литерал меньше. В итоге получаем минимальную ДНФ в виде

$overline{x}_1overline{x}_3lor overline{x}_1overline{x}_2lor overline{x}_2 overline{x}_4lor overline{x}_3x_4lor x_1x_2x_3,.$

«Обратим еще раз внимание на то, что каждый выделяемый прямоугольник на карте Карно имеет площадь, равную некоторой степени двойки. Поэтому, например, три соседние единичные клетки не могут быть объединены в один прямоугольник, а их «накроют» два прямоугольника площадью 2, пересекающиеся по одной клетке.

В данном случае минимальная ДНФ оказалась единственной, хотя, как это мы видели в ранее разобранных примерах, в общем случае могут существовать несколько минимальных ДНФ.

Метод Блейка

Техника карт Карно является удобным и наглядным (при определенных ограничениях на число переменных минимизируемой функции) способом реализации алгоритма Квайна–Мак-Клоски. Но существуют и другие способы проведения склейки, т.е. получения сокращенной ДНФ для исходной функции. Одним из таких способов является чисто алгебраический метод Блейка, состоящий в том, что к любой ДНФ, представляющей функцию, применяются следующие тождества:

$begin{cases}xK_1lor overline{x}K_2= xK_1lor overline{x}K_2lor K_1K_2,\ K_1lor K_1K_2=K_1.end{cases}$

Первое из тождеств (6.16) называют тождеством (или правилом) обобщенного склеивания, второе — тождеством (или правилом) поглощения.

«Технология» использования метода Блейка такова: применяют тождество обобщенного склеивания до тех пор, пока не перестанут появляться новые элементарные конъюнкции (вида К1К2). После этого применяют тождество поглощения.

Таблицы Квайна

Как только сокращенная ДНФ тем или иным способом найдена, приступают к нахождению ядра. Ядро можно определить (без использования карты Карно) с помощью так называемой таблицы Квайна. Столбцы этой таблицы соответствуют элементарным конъюнкциям исходной СДНФ, а строки — простым импликантам сокращенной ДНФ. На пересечении строки и столбца проставляется знак «+» (плюс), если простая импликанта данной строки покрывает элементарную конъюнкцию данного столбца. Ядро вычисляется так: отмечаем столбцы с единственным знаком «+», тогда простые импликанты тех и только тех строк, в которые попал этот знак, образуют ядро. Для примера 6.13.6 (см. рис. 6.14) получим таблицу Квайна, изображенную на рис. 6.16. (В целях экономии места элементарные конъюнкции в таблице заменены цифровыми обозначениями соответствующих вершин и граней булева куба — точно так же как при обозначении прямоугольников на картах Карно. Ядровые импликанты выделены жирным шрифтом.)

Таблица Квайна

По таблице Квайна можно составить и функцию Патрика для перечисления тупиковых ДНФ. Для этого нужно отметить все столбцы таблицы, в которых на пересечении со строками, соответствующими ядровым импликантам, не стоит знак «+». Для разбираемого примера таковым является только последний столбец. Чтобы покрыть соответствующую элементарную конъюнкцию СДНФ, можно выбрать одну из двух простых импликант: $x_1 overline{x}_2 overline{x}_4$ или $overline{x}_2x_3overline{x}_4$ .

Построение минимальных ДНФ частичных булевых функций

В заключение рассмотрим очень кратко применение карт Карно к построению минимальных ДНФ частичных булевых функций, т.е. частичных отображений из множества ${0;1}^n$ в множество {0;1} .

Частичная булева функция может быть задана посредством карты Карно, в которой кроме клеток с единицами и пустых клеток будут клетки, заполненные прочерками (–). Такой прочерк означает, что на соответствующем наборе функция не определена.

Склейка для частичной функции (заданной картой Карно) проводится таким образом, что выделяются прямоугольники максимальной площади (содержащие 2^k клеток, для некоторого ), каждая клетка которых содержит либо единицу, либо прочерк, причем существует по крайней мере одна единичная клетка.

Пример 6.15. Пусть частичная функция f(x_1,x_2,x_3) задана картой Карно, приведенной на рис. 6.17. Прямоугольник максимальной площади (равной 4), состоящий из единицы и прочерков, записывается как 0times,times . Следовательно, минимальная ДНФ для заданной функции будет $overline{x}_1$ .

Частичная булевая функция, заданная картой Карно

По поводу рассмотренного примера возникает такой вопрос: почему не принят во внимание другой прямоугольник (площади 2), содержащий клетку с единицей и клетку с прочерком: times00 ? Связано это вот с чем. Перед тем как выделять упомянутые выше прямоугольники, мы на самом деле доопределяем исходную частичную функцию (получая обычную булеву функцию) так, чтобы в максимальном числе клеток, в которых стоят прочерки (но не нули!), появились единицы. Точнее говоря, среди прямоугольников (с прочерками), содержащих данную единицу, выбирают для замены прочерков единицами такой, который имеет максимальную площадь. Прочерки же в остальных прямоугольниках заменяют нулями.

В примере 6.15 мы доопределяем исходную функцию так, что получается функция f_1 , задаваемая картой Карно, приведенной на рис. 6.18. Эта функция имеет минимальную ДНФ $overline{x}_1$ . Следовательно, и частичная исходная функция может быть представлена такой ДНФ, поскольку на всех наборах, на которых она определена, она принимает такое же значение, как и функция f_1 .

Карты Карно 2

Конечно, мы могли бы доопределить функцию по-другому, так, чтобы получилась функция f_2 , заданная картой Карно, приведенной на рис. 6.19. Ясно, что $f_2= overline{x}_2overline{x}_3$ поэтому и частичная функция может быть определена такой ДНФ. Но эта ДНФ не минимальна для данной частичной (именно частичной!) функции, поскольку первый способ доопределения дал ДНФ, содержащую лишь один литерал.

Таким образом, в отличие от минимизации булевых функций при минимизации частичных булевых функций не следует выделять все максимальные прямоугольники с прочерками, содержащие данную единичную клетку карты Карно, достаточно выбрать произвольно любой из таких прямоугольников. Но, конечно, не нужно забывать о том, что каждая единица на карте должна быть покрыта некоторой склейкой.

Пример 6.16. Для карты на рис. 6.20 следует взять обе склейки на четыре позиции: 00times,times и times,times00 , получив для заданной этой картой частичной функции минимальную ДНФ в виде $overline{x}_1 overline{x}_2lor overline{x}_3 overline{x}_4$ .

Карта Карно булевой функции четырех переменных

Заметим, что без использования склеек с прочерками мы вообще не могли бы минимизировать данную функцию. Нужно также отметить, что не всегда использование «частичности» функции позволяет получить минимальную ДНФ для нее. Так, на представленной на рис. 6.20 карте в случае, если мы переместим нижнюю единицу на строку выше, обычная склейка на две позиции дает лучший результат: $overline{x}_1overline{x}_3overline{x}_4$ , а записанная выше ДНФ уже не будет минимальной (и даже кратчайшей).

Математический форум (помощь с решением задач, обсуждение вопросов по математике).

Кнопка "Поделиться"

Если заметили ошибку, опечатку или есть предложения, напишите в комментариях.

Источник

Содержание

1 Сокращенная ДНФ
2 Минимальная ДНФ
3 Минимизация ДНФ
- 3.1 Визуализация гиперкубами
- 3.2 Карты Карно
- 3.3 Метод Квайна
  - 3.3.1 Описание алгоритма
  - 3.3.2 Пример
4 См. также
5 Источники информации

Сокращенная ДНФ

Определение:

Сокращенная ДНФ (англ. reduced disjunctive normal form) — форма записи функции, обладающая следующими свойствами:

любые два слагаемых различаются как минимум в двух позициях,
ни один из конъюнктов не содержится в другом.

Например:
содержится в .

Функцию можно записать с помощью сокращенной ДНФ не единственным способом.

Запишем функцию (медиана) в виде совершенной ДНФ:
.
Известно, что это выражение равносильно следующему:
.
Вынесем в каждой скобке общий конъюнкт (например, в первой .
Так как , то такой конъюнкт не влияет на значение выражения, и его можно опустить.
Получим в итоге формулу .

Минимальная ДНФ

Определение:

Минимальная ДНФ (англ. minimal disjunctive normal form) — такая сокращенная ДНФ, в которой содержится минимальное количество вхождений переменных.

Каждая минимальная ДНФ является сокращенной, но не каждая сокращенная — минимальна.
Например, запись является минимальной ДНФ для медианы (она же сокращенная, как видно в примере выше); а запись — не минимальная, но сокращенная ДНФ.

Минимизация ДНФ

Рассмотрим несколько способов минимизации дизъюнктивных нормальных форм:

Визуализация гиперкубами

Этот способ работает при количестве переменных не больше трёх (в противном необходимо вводить четвёртое или следующие за ним измерения для представления фигур).
Сначала мы рисуем куб в системе отсчёта (названия координатных осей соответствуют названиям переменных). Затем каждую вершину обрабатываем следующим образом:

Описание алгоритма	Пример
Если у нас конъюнкт, переменные в котором равны соответствующим координатам вершины, то в эту вершину мы помещаем закрашенный чёрным кружок.	Вершине с координатами соответствует конъюнкт , он равен единице при и )
В противном случае мы помещаем в вершину закрашенный белый кружок.	Для такой ДНФ: мы получим следующий гиперкуб (см. рисунок)
Далее обработка гиперкуба идёт следующим образом: пока у нас есть незакрашенные вершины, мы выбираем грань, либо вершину, либо ребро, на которых больше всего закрашенных чёрным вершин и ещё не обработанных вершин.
Если в данном гиперкубе есть грань, все вершины на которой закрашены чёрным, то мы можем записать её в качестве конъюнкта, где будет только переменная с неизменяющейся соответствующей ей координатой.	Грань, на которой лежат закрашенные вершины и мы можем записать как конъюнкт .
Теперь мы смотрим, остались ли на рёбрах куба закрашенные и не отмеченные нами в ДНФ вершины. Если — да, то рёбра с такими вершинами мы можем записать в качестве конъюнкта, где будут только переменные с неизменяющимися соответствующим им координатами	Ребро, соединяющее закрашенные вершины и мы можем записать как конъюнкт .
И если после такой обработки у нас остались свободные вершины, мы просто переписываем координаты каждой такой вершины в отдельный конъюнкт, равный .	Вершину мы бы переписали как конъюнкт .

В итоге нашу изначальную ДНФ можно записать как .

Карты Карно

Построим следующую таблицу , где — число переменных:

Теперь для каждого конъюнкта мы помечаем соответствующую ему ячейку таблицы.

Например, ДНФ

будет выглядеть на картах Карно так:

Теперь покрываем прямоугольниками (длины сторон которых — степени двойки ()) те ячейки карт Карно, которые содержат в себе единицу (на каждом ходу мы выбираем такой прямоугольник, чтобы он покрывал наибольшее количество ещё не покрытых клеток) до тех пор, пока не покроем все такие ячейки.

Для карт Карно на примере это выглядело бы так:

После этого записываем каждый прямоугольник в виде конъюнкта, в котором будут указаны только те переменные, которые одинаковы для всех ячеек этого прямоугольника.

То есть, в этом примере получаем:

Метод Квайна

Этот метод основан на применении двух основных операций:

Операция попарного неполного склеивания:

Операция элементарного поглощения:

(где — некоторая элементарная конъюнкция, то есть конъюнкт, в который каждая из переменных входит не более одного раза)

Например:

Пусть , тогда:

Операция попарного неполного склеивания:

Операция элементарного поглощения:

Метод состоит в последовательном выполнении всех возможных склеиваний и затем всех поглощений частей СДНФ пока это может быть осуществимо.

Описание алгоритма

Исходным является множество пар вида или
Выполняются все возможные операции неполного попарного склеивания для элементарных конъюнкций длины (где — число аргументов).
Выполняются все возможные операции элементарного поглощения для элементарных конъюнкций длины (общая часть «» имеет длину )
В результате получилось множество элементарных конъюнкций, разделяемых на два подмножества (по длине):
- подмножество элементарных конъюнкций длины (оставшиеся)
- подмножество элементарных конъюнкций длины
Если множество элементарных конъюнкций длины не пусто, то заново выполняются операции неполного попарного склеивания и элементарного поглощения для конъюнкций длины и так далее.

Алгоритм завершается, когда подмножество является пустым, либо нельзя выполнить ни одной операции неполного попарного склеивания.
После выполнения этого алгоритма будет получена сокращенная (но еще не минимальная) форма.

Переход от сокращённой формы к минимальной осуществляется с помощью специальной таблицы.
Члены СДНФ заданной функции вписываются в столбцы, а в строки — члены сокращённой формы. Отмечаются столбцы членов СДНФ, которые поглощаются отдельными элементами сокращённой формы.

Члены сокращённой формы, не подлежащие исключению, образуют ядро. Такие члены определяются по вышеуказанной матрице. Для каждой из них имеется хотя бы один столбец, перекрываемый только этим членом.

Для получения минимальной формы достаточно выбрать из членов сокращённой формы, не входящих в ядро, такое минимальное их число с минимальным количеством букв в каждом из этих членов, которое обеспечит перекрытие всех столбцов, не перекрытых членами ядра.

Пример

Функция от четырёх аргументов задана следующей таблицей:

Набор

Значение

исходной

функции

Проведём операции неполного склеивания и поглощения:

№	Элементарная конъюнкция	Поглощение

№ склеивания	Результат

На данном шаге все элементы вида или участвовали в операциях попарного неполного склеивания и были поглощены своими собственными частями. Поэтому элементы сокращённой ДНФ на этом шаге не получены.

№	Элементарная конъюнкция	Поглощение

№ склеивания	Результат

На данном этапе получаем элементы сокращённой ДНФ и

№	Элементарная конъюнкция	Поглощение

Обе элементарные конъюнкции на данном шаге являются элементами сокращённой ДНФ.

В результате выполнения алгоритма мы получаем следующую сокращённую ДНФ:

Переход от сокращённой формы к минимальной:

Единицы ДНФ, покрываемые элементами или обозначаются «+». Пары и , попадающие в ядро помечаются «*».
Единицы функции, которые покрываются только каким-то одним конъюнктом из системы элементов сокращённой ДНФ, помечаются “>”.
Единицы функции, покрываемые ядром, но не покрываемые только каким-то одним конъюнктом из системы элементов сокращённой ДНФ помечаются “>>”.

На основе этой таблицы получим ядро , которое является также и минимальной ДНФ.

См. также

ДНФ
КНФ

Источники информации

Минимизация логических функций методом Куайна — Википедия
Метод Квайна
Карта Карно — Википедия
Минимизация булевых функций в классе ДНФ
Минимизация ДНФ методом Квайна

Источник

СДНФ, которая строится по таблице булевой функции, зачастую
оказывается весьма сложной, т.е. она содержит достаточно
много элементарных конъюнкций и литералов. Необходимо
уметь находить в определенном смысле минимальную
ДНФ, представ.п.яющую исходную функцию.

Уточним задачу.

Определение 6.5. Булеву функцию g называют импликантой* булевой функции f, если для любых наборов значений переменных из g = 1 следует f = 1.

*иногда употребляют и термин «импликант» (мужского рода).

Замечание 6.7. Напомним, что функции f и g можно рассматривать
как функции от одного и того же числа переменных
(см. 6.3). Обозначая это число через n, можно так уточнить
понятие импликанты: функция g ∈ P_2,n есть импликанта функции f
∈ P_2,n, если для каждого набора α˜ ∈ Bⁿ из g(α˜)= 1 следует
f(α˜)= 1. Термин «импликанта» естественным образом ассоциируется
и с логической связкой, называемой импликацией, и с
одноименной булевой функцией. Действительно, если g импликанта
f, то из (g → f) = 1 и g = 1 следует, что и f = 1, т.е.
истинно высказывание

(∀α˜ ∈ Bⁿ)((g(α˜) = 1) ⇒ (f(α˜) = 1)). #

Если функция f представлена СДНФ, то любая ее элементарная
конъюнкция (конституента единицы функции f) будет
ее импликантой. Полезно заметить также, что если g₁ и g₂ —
импликанты f, то дизъюнкция g₁ ∨ g₂ также является импликантой f.
Действительно, если g₁ ∨ g₂ = 1, то g₁ = 1 или g₂ = 1.
Но тогда, поскольку каждая из этих функций есть импликанта
f, и g₁ ∨ g₂ есть импликанта f.

Из определения 6.5 и понятия равных булевых функцuй (см.
определение 6.2) следует, что булевы функции f и g равны,
если и только если каждая из них служит импликантой другой:
f =1 ⇔ g= 1.

Определение 6.6. ДНФ называют минимальной, если
она содержит наименьшее число литералов среди всех ДНФ,
эквивалентных ей.

Обратим внимание на то, что под числом литералов в ДНФ
понимают число всех подформул этой ДНФ, которые являются
литералами. Так, СДНФ (6.9) содержит 12 литералов (по три
литерала в каждой из четырех элементарных конъюнкций).

Пример 6.10. ДНФ х₁х₂ ∨ х₁х₂ не является минимальной,
так как ее можно преобразовать к эквивалентной ДНФ, не
содержащей ни рдного из литералов х˜₁:

х₁х₂ ∨ х˜₁₁х₂ = (х₁ ∨ х˜₁)х₂ = х₂.

Вместо четырех литералов в исходной ДНФ получаем ДНФ,
состоящую из одного литерала.

Определение 6.7. Длиной ДНФ называют число входящих
в нее элементарных конъюнкций.

ДНФ называют кратчайшей, если она имеет наименьшую
длину среди всех эквивалентных ей ДНФ.

Заметим, что кратчайшая ДНФ не обязана быть в то же
время минимальной среди всех ДНФ, эквивалентных исходной
функции. Но поиск минимальных ДНФ, как мы сейчас увидим,
проводится среди кратчайших ДНФ.

Наша задача состоит в том, чтобы описать метод построения
минимальной ДНФ, эквивалентной заданной булевой функции.
Мы рассмотрим простейший метод такого рода, основанные на алгоритме Квайна — Мак-Клоски. Этот алгоритм исходит обязательно из СДНФ, которая строится по
таблице функции так, как это было описано ранее (см. 6.5).

Опишем последовательно этапы, составляющие алгоритм
Квайна — Мак-Клоски.

1. Склейка. Пусть К₁ и К₂ — две элементарные конъюнкции,
входящие в исходную СДНФ Ф, которая представляет
функцию f, причем для некоторого переменного х и некоторой
элементарной конъюнкции К выполняются равенства К₁ = хК
и К₂ = xК.

Тогда имеем, согласно тождествам булевой алгебры,

К₁ ∨ К₂ = xK ∨ xK = (x ∨ x)K = K.

Мы получаем элементарную конъюнкцию К, которая содержит
на один литерал меньше, чем К₁ и К₂, и является, как и обе
конъюнкции К₁ и К₂, импликантой f. Образно говоря, мы
«склеили» две импликанты в одну, в которой число литералов
на единицу меньше.

Операцию получения К по К₁ и К₂, описанную выше, можно
провести и для любых двух элементарных конъюнкций подобного вида, составляющих любую ДНФ, эквивалентную исходной функции. Такую операцию называют простой склейкой
импликант К₁ и К₂ по переменному х.

Установим геометрический смысл простой склейки* (с точки
зрения структуры, или «геометрии», булева куба, см. 6.1).

Из доказательства теоремы о представлении булевой функции
в виде ДНФ (см. теорему 6.2) мы знаем, что существует
взаимно однозначное соответствие между множеством элементарных
конъюнкций СДНФ, представляющей функцию f,
и множеством С^1f ее конституент единицы. Это соответствие, напомним, таково, что каждому набору α˜ = (α₁, …, α_n) ∈ С^1f ,
отвечает элементарная конъюнкция К_{α_˜} =
x^α₁1 ⋅…⋅ x^α_nn , принимающая
значение 1 только на наборе α˜. Тогда простая склейка
может быть применена только к таким двум элементарным
конъюнкциям К_α˜ и К_β˜, соответствующим наборам α˜, β˜ ∈ С^1f, что для некоторого i = (1 ≤ i ≤ n)

α˜ = (α₁, …, α_i-1, α_i, α_i+1, …, α_n),

β˜ = (α₁, …, α_i-1, α_i, α_i+1, …, α_n).

Это значит, что наборы α˜, β˜ таковы, что один из них доминирует
над другим (они различаются значением только одной
компоненты), т.е. они образуют ребро булева куба Bⁿ.

Следовательно, простой склейке, применяемой к элементарным
конъюнкциям исходной СДНФ, представляющей функцию
f, подлежат те и только те элементарные конъюнкции, которые соответствуют элементам какого-либо ребра булева куба, на котором функция f принимает единичное значение. Образно
говоря, две соседние вершины куба, на которых функция
равна 1, «склеиваются» в ребро, их «соединяющее».

С алгебраической же точки зрения мы из двух элементарных
конъюнкций К_α˜ и К_β˜ получаем новую элементарную
конъюнкцию x^α₁1 … x^α_i-1i-1 x^α_i+1i+1 … x^α_nn , лишенную литерала x^α_ii .

*подробно о геометрической сути минимизации см.: Яблонский С.В.

Итак, применяя простую склейку к исходной СДНФ Ф, получаем новую ДНФ Ф₁; к ней также применяем простую склейку — получаем ДНФ Ф₂; продолжаем выполнять эту операцию
до тех пор, пока не окажется, что для некоторого k в ДНФ
Ф_k уже нельзя склеить никакие две элементарные конъюнкции.
Такое k всегда найдется, так как СДНФ Ф состоит из конечного
числа элементарных конъюнкций, а они, в свою очередь,
состоят из конечного числа литералов. Полученную в результате
ДНФ Ф_k называют сокращенной ДНФ функции f, а
ее элементарные конъюнкции — простыми импликантами
булевой функции f.

Замечание 6.8. Понятие простой импликанты определено
через процедуру многократного повторения простой склейки.
Иногда простую импликанту булевой функции f определяют
независимо от понятия о склейке как такую элементарную
конъюнкцию в составе некоторой ДНФ, представляющей функцию
f, что удаление из нее любого литерала лишает ее свойства
«быть импликантой». Например, конъюнкция х₁х₂x₃ не является простой импликантой мажоритарной функции, так как из
ее СДНФ (6.9) можно удалить литерал x₃ и получить конъюнкцию
х₁х₂, которая будет снова импликантой функции, но уже,
как будет показано далее, простой.

Можно доказать, что эти два определения простой импликанты
равносильны. #

Геометрия описанного выше многократного повторения простой склейки, как можно показать, состоит в дальнейшем «склеивании» каждой пары соседних ребер (граней размерности 1),
на которых значение функции равно 1, в грани размерности 2,
соседних граней размерности 2 в грани размерности 3 и т.д.
Разбираемый ниже пример поясняет эту идею.

Пример 6.11. Зададим функцию f от трех переменных
следующей СДНФ:

f = x₁x₂x₃ ∨ x₁x₂х₃ ∨ х₁x₂x₃ ∨ х₁x₂х₃. (6.11)

Подвергнем простой склейке первую и третью, а также вторую
и четвертую элементарные конъюнкции в (6.11):

f = x₂x₃ ∨ x₂x₃ (6.12)

С геометрической точки зрения склейка первой и третьей конъюнкций
в формуле (6.11) означает, что функция f принимает
единичное значение на ребре [000, 100] (рис. 6.6), а склейка
второй и четвертой конъюнкций точно
так же определяет ребро [001, 101).
Эти ребра являются соседними, и, кроме
того, оказывается, что функция f
принимает единичное значение и на
другой паре соседних ребер: [000, 001]
и [100, 101]. Здесь сказывается существенное
отличие «геометрии» булева
куба от классической: в булевом кубе
ребро — это пара вершин, между
которыми нет никаких «точек». Тогда любая пара соседних
ребер образует грань размерности 2, любая пара соседних граней
размерности 2 образует грань размерности 3 и т.д. Таким
образом, если функция принимает единичное значение на двух
соседних ребрах булева куба, то она равна 1 в любой точке
образуемой ими грани размерности 2, если она равна 1 на двух
параллельных соседних гранях размерности 2, то она равна 1
на соответствующей грани размерности 3 и т.д.

Применяя простую склейку к (6.12) (по переменному х₃),
получаем f(х₁,х₂,х₃) = x₂. Побочным результатом склейки
явилось и удаление фиктивных переменных функции х₁ и х₃.

Пример 6.12. Рассмотрим СДНФ мажоритарной функции (6.9).

Имеем следующие склейки:

x₁х₂х₃ ∨ х₁х₂х₃ = х₂х₃,

х₁x₂х₃ ∨ х₁х₂х₃ = х₁х₃,

х₁х₂x₃ ∨ х₁х₂х₃ = х₁х₂.

В данном случае сразу получаем сокращенную ДНФ:

Ф₁ = x₁x₂ ∨ x₁x₃ ∨ x₂x₃. #

Для булевых функций от трех и четырех переменных процедура
склейки наглядно и просто выполняется на так называемых картах Карно. Форма карт Карно, представляющих собой
прямоугольные таблицы, для функции от трех переменных
показана на рис. 6.7, а для функции от четырех переменныхна
рис. 6.8. На рис. 6.7 строки отмечены наборами значений
переменного х₁, а столбцы — х₂, х₃, а на рис. 6.8 строки —
наборами значений переменных х₁, х₂, а столбцы — х₃, x₄.

Карта Карно есть не что иное, как форма таблицы для
определения булевой функции. Каждая клетка карты задается
своим набором значений переменных, причем в клетках, соответствующих конституентам единицы данной функции, ставится единица, тог да как остальные клетки остаются пустыми.
Карта Карно устроена так, что наборы, определяющие любые
две соседние клетки, различаются в точности в одной позиции
(т.е. различаются значениями ровно одной компоненты),
причем клетки (одной и той же строки или одного и того же
столбца), примыкающие к противоположным сторонам прямоугольника, также являются соседними в только что определенном смысле. Это можно представить себе так, что карта
«закручивается» в «цилиндр» по обоим направлениям, т.е. в
«тор».

С геометрической точки зрения карта Карно есть способ
изображения булева куба (размерностей 3 и 4)*. Любая пара
соседних клеток (с учетом «закрученности» карты) определяет
некоторое ребро булева куба, а любой прямоугольник, состоящий
из 2^k клеток (или, как говорят, прямоугольник с площадью
2^k) для некоторого k, определяет грань размерности k.

Пусть булева функция f задана таблицей, представленной в
форме карты Карно. Описанный выше итерационный процесс
склейки, в результате которого получается сокращенная ДНФ,
представляющая функцию f, проводится на карте Карно так:
любые две соседние клетки, содержащие единицы, обводятся,
и «поглотивший» их прямоугольник (он и есть обозначение
результата склейки на карте) представляется словом, содержащим «0» , «1» и «×» («крестик»), причем «крестик» занимает позицию того переменного, по которому произведена склейка (рис. 6.9).

С геометрической точки зрения такой прямоугольник площади
2 соответствует ребру булева куба, в каждой вершине которого функция принимает значение 1. Запись прямоугольника в виде слова можно понимать как обозначение соответствующего ребра. Так, на карте, показанной на рис. 6.9, прямоугольник
11× обозначает ребро [110, 111], прямоугольники же 1×1 и
×11 — ребра [101, 111] и [011, 111] соответственно.

* Можно построить карты Карно и для размерностей 5 и 6, но они используются
весьма редко. Может быть построена и простейшая карта
Карно для функции от двух переменных, но для таких функций не возникает
нетривиальных задач построения минимальной ДНФ.

По таким обозначениям легко получить и ту импликанту,
которая является результатом простой склейки: для этого
достаточно записать литерал x_i (соответственно x_i), eсли в i-й позиции стоит 1 (соответственно 0), и пропустить литерал x_i,
если в i-й позиции стоит «крестик». Так, по слову 1×O получим
импликанту x₁x₃.

Наличие на карте Карно двух прямоугольников площади 2,
находящихся в соседних столбцах или строках, показывает, что
функция принимает значение 1 на некоторой паре соседних
ребер, т.е. на некоторой грани размерности 2. Тогда они могут
быть объединены в один большой прямоугольник площади 4 (рис. 6.10).

Этот прямоугольник можно записать в виде слова ×0×,
показывая тем самым, что соответствующая грань (размерности 2) образована любой из двух пар соседних ребер: (×00, ×01) (два вертикальных прямоугольника площади 2) или (00×, 10×)
(два горизонтальных прямоугольника площади 2).

Точно так же можно объединять в один прямоугольник
площади 8 два соседних прямоугольника площади 4 (рис. 6.11).

Если такие большие прямоугольники находить сразу, то
«поглощаемые» ими меньшие прямоугольники уже не рассматриваются.
Тем самым, находя на карте Карно прямоугольники
максимальной площади и не содержащиеся друг в друге, мы
находим грани максимальных размерностей и максимальные по
включению, такие, на которых заданная функция принимает
единичное значение. Поскольку грань размерности k имеет
2^k вершин, то выделяемые описанным способом прямоугольники
могут состоять только из 2^k клеток (для некоторого k,
не превышающего числа переменных). Так, на карте, приведенной
на рис. 6.12, получим два прямоугольника площади 4:
×0×0 и 0×0×, соответствующие граням размерности 2, и один
прямоугольник 01×1, отвечающий ребру, которое не содержится
ни в одной из указанных выше граней. Подчеркнем еще
раз, что соседство клеток, прямоугольников и само выделение
прямоугольников на карте Карно производится с учетом
ее «закрученности». В этой связи интересен «прямоугольник»
на карте, приведенной на рис. 6.12, обозначенный ×0×0. Он
образован двумя парами противоположных угловых клеток.

Таким образом, если на карте Карно сразу выделять все
максимальные (в указанном выше смысле) прямоугольники площади
2^k (для некоторого k ≥ 0 и не превышающего числа
переменных), то тем самым мы «геометрически» реализуем
описанный ранее алгебраический итерационный процесс склейки
и в результате получаем все простые импликанты исходной
функции (составляющие сокращенную ДНФ). Эти импликанты
восстанавливаются по записям прямоугольников точно так
же, как описано выше для простой склейки. Так, для карты,
приведенной на рис. 6.12, получим сокращенную ДНФ в виде
x₂x₄ ∨ x₁x₃ ∨ x₁x₂x₄.

2. Определение ядра. Говорят, что элементарная конъюнкция
К покрывает элементарную конъюнкцию L (и пишут
К ≻ L), если любой литерал, входящий в К, входит в L. Так,
x₁x₂ ≻ x₁x₂x₃, x₁x₃ ≻ x₁x₂x₃, но x₁x₃ ⊁ x₁x₂x₃, поскольку вторая
конъюнкция содержит литерал x₃, отсутствующий в первой
конъюнкции. Легко понять, что если К ≻ L, то К ∨ L = К (согласно
тождествам поглощения).

Каждая входящая в сокращенную ДНФ простая импликанта
покрывает некоторую элементарную конъюнкцию исходной
СДНФ. На карте Карно этому отвечает прямоугольник, «закрывающий» соответствующую единицу.

Простую импликанту называют ядровой, если она покрывает
некоторую элементарную конъюнкцию исходной СДНФ,
не покрываемую никакой другой простой импликантой. На
карте Карно прямоугольник, соответствующий ядровой импликанте,
отыскивается очень просто: это такой прямоугольник,
удалив который получим единицу, не закрытую никаким другим
прямоугольником. Тог да ни одна ядровая импликанта не
может быть удалена из искомой минимальной ДНФ исходной
функции, т.е. все ядровые импликанты обязательно войдут в
минимальную ДНФ.

Множество всех ядровых импликант (склеек) сокращенной
ДНФ называют ядром.

Пример 6.13. а. У мажоритарной функции все импликанты
являются ядровыми. Напротив, у функции, изображенной
на карте Карно на рис. 6.13, ядро пусто, т.е. ядровых импликант
нет вовсе.

б. На карте Карно на рис. 6.14 в ядро попадают склейки
0××1, 0×1×, 1×00. #

Если все простые импликанты оказались в ядре, то сокращенная
ДНФ и есть еди нственная минимальная и кратчайшая
ДНФ для данной функции. Именно так обстоит дело с мажоритарной
функцией (см. пример 6.12). В противном случае
смотрят, не эквивалентна ли ДНФ, построенная как дизъюнкция
всех ядровых импликант, исходной СДНФ. Это будет
иметь место тогда и только тогда, когда ядровые импликанты
покрывают в совокупности все элементарные конъюнкции
исходной СДНФ. На карте Карно тогда каждая клетка, содержащая
единицу, должна быть закрыта прямоугольником,
отвечающим некоторой ядровой импликанте. Если это так, то
ДНФ, построенная по ядру, как описано выше, есть минимальная
и кратчайшая (склейки ядра закрыли все единицы карты
Карно). При этом импликанты, не попавшие в ядро, все оказываются
«избыточными», т.е. их удаление из сокращенной ДНФ
не приводит к нарушению эквивалентности этой последней с
исходной СДНФ.

В остальных случаях переходят к отысканию так называемых
тупиковых ДНФ.

3. Перечисление тупиковых ДНФ. Простую импликанту
называют избыточной (относительно некоторой ДНФ,
содержащей только простые импликанты и эквивалентной исходной
СДНФ), если ее можно удалить из этой ДНФ без потери
эквивалентности ее исходной СДНФ. Так, сокращенная ДНФ
(см. рис. 6.14) содержит избыточные импликанты: импликанта,
соответствующая прямоугольнику 10 × 0, или импликанта, соответствующая
прямоугольнику ×010, может быть удалена (но не
обе сразу!). Это значит, что каждая из этих импликант является
избыточной относительно сокращенной ДНФ, но удаление
одной из них приводит к новой ДНФ, относительно которой
вторая из упомянутых импликант уже не будет избыточной. В
том случае, когда каждую элементарную конъюнкцию исходной
СДНФ покрывает некоторая ядровая импликанта, импликанты,
не вошедшие в ядро, можно удалить одновременно.

Тогда можно представить процесс пошагового удаления избыточных
импликант, начиная с сокращенной ДНФ, в результате
которого получится некоторая ДНФ, уже не содержащая
ни одной избыточной склейки.

Любую ДНФ, эквивалентную исходной СДНФ, содержащую
все ядровые импликанты и не содержащую ни одной избыточной
импликанты, называют тупиковой.

Заметим, что в силу конечности множества всех импликант
тупиковая ДНФ обязательно существует, т.е. в упомянутом
выше процессе мы рано или поздно доберемся до такого момента,
когда удаление хотя бы одной склейки приведет к тому,
что «откроется» какая-то единичная клетка на карте Карно и
тем самым будет потеряна эквивалентность полученной таким
образом ДНФ исходной СДНФ.

Для СДНФ, карта Карно которой приведена на рис. 6.14,
имеются две тупиковые ДНФ:

x₁x₄ ∨ x₁x₃ ∨ x₁x₃ ⋅ x₄ ∨ x₂x₃x₄,
x₁x₄ ∨ x₁x₃ ∨ x₁x₃ ⋅ x₄ ∨ x₁x₂ ⋅ x₄.

Первые три конъюнкции соответствуют ядру.

В общем случае для перечисления всех тупиковых ДНФ
может быть использован следующий алгоритм. Мы изложим
его в терминах карт Карно и, допуская вольность речи, будем
отождествлять максимальные прямоугольники на карте Карно
с соответствующими простыми импликантами.

Присвоим каждой простой импликанте сокращенной ДНФ
некоторое имя: т.е. обозначим их, например, как К¹, К², …,
К^m. Для любой единицы карты Карно, не покрываемой ядром,
перечислим все простые импликанты, которые ее покрывают,
записав их в виде элементарной дизъюнкции, в которой переменными
считаются введенные выше имена простых импликант.
Переменное, именующее данную простую импликанту,
при нимает, по определению, значение 1, если данная простая
импликанта выбирается для покрытия рассматриваемой единицы
карты Карно.

Записав все элементарные дизъюнкции, составим из них
КНФ. Рассмотрим карту Карно на рис. 6.13. Обозначив

К¹ = х¹x² (10×), К² = x²х³ (01×), К³ = x¹х³ (0×1),
К⁴ = x¹x² (01×), , К⁵ = х²x³ (×10), К⁶ = х¹x³ (1×0),

получим

(К₁ ∨ К₆) ∧ (К₁ ∨ К₂) ∧ (К₂ ∨ К₃) ∧
Л (К₃ ∨ К₄) ∧ (К₄ ∨ K₅) ∧ (K₅ ∨ К₆). (6.13)

Тем самым мы образуем вспомогательную функцию (представленную
КНФ вида (6.13)), называемую фунпцuей Патрика.
Раскрывая скобки в КНФ (6.13) и используя тождества
булевой алгебры (в частности, тождество поглощения),
получим ДНФ, в которой каждая элементарная конъюнкция соответствует
некоторой тупиковой ДНФ и, наоборот, каждой
тупиковой ДНФ может быть сопоставлена одна из этих конъюнкций.

Для нашего примера поступим так: вычислим конъюнкцию
первой и второй скобки в выражении (6.13), а также третьей и
четвертой, пятой и шестой скобок, после чего получим

(K₁ ∨ K₁K₂ ∨ K₆K₁ ∨ K₆K₂) ∨ (K₂K₃ ∨ K₂K₄ ∨ K₃ ∨ K₃K₄) ∨ (K₄K₅ ∨ K₄K₆ ∨ K₅ ∨ K₅K₆). (6.14)

Используя тождества поглощения, в первой скобке в формуле
(6.14) мы можем удалить все члены, содержащие К₁, во
второй скобке — все члены, содержащие К₃, в третьей скобке
— все члены, содержащие К₅. Проделав это, раскрыв все
три скобки и применив еще раз поглощение, окончательно получим

K₁K₃K₅ ∨ K₁K₃K₄K₆ ∨ K₁K₂K₄K₅ ∨ K₂K₃K₅K₆ ∨ K₂K₄K₆. (6.15)

Элементарные конъюнкции в (6.15) определяют тупиковые
ДНФ. Более того, так как в данном случае отсутствуют ядровые
импликанты, найденные конъюнкции исчерпывают тупиковые
ДНФ. Первая тупиковая ДНФ состоит из конъюнкций
К₁, К₃ и K₅, т.е. имеет вид

Точно так же определяются остальные тупиковые ДНФ.
Обоснование описанного выше алгоритма может быть получено
из следующих соображений. Функция Патрика, представленная КНФ, принимает значение 1 тогда и только тогда, когда каждая элементарная дизъюнкция принимает значение 1. А
элементарная дизъюнкция принимает значение 1 в том и только
в том случае, когда хотя бы одно ее переменное принимает значение
1. Согласно определению функции Патрика, это значит,
что хотя бы одна простая импликанта выбрана для покрытия
соответствующей единицы на карте Карно. Поскольку таким
образом перебираются все не покрываемые ядром единицы карты
Карно, то гарантируется эквивалентность искомой ДНФ
исходной СДНФ. Однако, когда функция Патрика представлена
ДНФ и мы выбираем в точности одну из ее элементарных
конъюнкций, полагая, что все входящие в нее переменные равны
1, мы тем самым из всех возможных вариантов покрытия
каждой единицы на карте Карно выбираем в точности один вариант.
Значит, полученная в результате такого выбора ДНФ
для исходной (минимизируемой) СДНФ действительно будет
тупиковой.

Но нужно заметить, что перечисление тупиковых ДНФ
является самым неприятным и трудоемким этапом всего алгоритма
минимизации. Если число единичных клеток карты
Карно, не покрываемых ядром, достаточно велико, то функция
Патрика будет весьма сложной и ее упрощение сопоставимо по
трудоемкости со всем процессом минимизации.

4. Отыскание среди тупиковых ДНФ кратчайших
и минимальных. Среди найденных тупиковых ДНФ находят кратчайшие и минимальные. Можно легко показать, что минимальная ДНФ всегда является кратчайшей, но обратное
неверно. Так, х₁х₂ ∨ х₁ = х₁ ∨ х₁ и первая ДНФ кратчайшая, но не минимальная. Действительно, легко сообразить, что
вторая из записанных ДНФ минимальна. Следовательно, представляемую
ею функцию нельзя представить ДНФ, содержащей
менее двух элементарных конъюнкций. Но в первой ДНФ три
литерала, а во второй — два. Из пяти тупиковых ДНФ, соответствующих
функции Патрика (6.15), кратчайшими являются
две. Каждая из них минимальна, так как обе они имеют одинаковое
число литералов.

Пример 6.14. Рассмотрим карту Карно на рис. 6.15.

В результате проведения склейки получим следующую сокращенную
ДНФ*:

x₁x₃ ∨ x₁x₂ ∨ x₂x₄ ∨ x₂x₃ ∨ x₃x₄ ∨ x₁x₂x₄ ∨ x₁x₂x₃ ∨ x₁x₃x₄

Ядро составляют склейки (простые импликанты) x₁x₃ и x₁x₂.

Шесть клеток, содержащих единицу, на карте Карно остаются
непокрытыми ядровыми склейками. Для неядровых склеек
(обозначенных К¹, …, К⁶) составляем функцию Патрика в
виде

(K₃ ∨ K₄)(K₄ ∨ K₅)(K₅ ∨ K₆)(K₁ ∨ K₂)(K₂ ∨ K₃)(K₁ ∨ K₆)

Преобразуя ее аналогично функции (6.13), получаем

K₁K₃K₅ ∨ K₂K₄K₆ ∨ K₂K₃K₅K₆ ∨ K₁K₂K₄K₅ ∨ K₁K₃K₄K₆.

Имеем, следовательно, пять тупиковых ДНФ. Запишем их, для
наглядности, так:

Из этих пяти тупиковых ДНФ кратчайшими являются первая
и вторая. Из них, в свою очередь, минимальной является
первая, так как она содержит на один литерал меньше.

В итоге получаем минимальную ДНФ в виде

x₁x₃ ∨ x₁x₂ ∨ x₂x₄ ∨ x₃x₄ ∨ x₁x₂x₃.

* Обратим еще раз внимание на то, что каждый выделяемый прямоугольник
на карте Карно имеет площадь, равную некоторой степени двойки.
Поэтому, например, три соседние единичные клетки не могут быть объединены
в один прямоугольник, а их «накроют» два прямоугольника площадью 2, пересекающиеся по одной клетке.

В данном случае минимальная ДНФ оказалась единственной,
хотя, как это мы видели в ранее разобранных примерах, в
общем случае могут существовать несколько минимальных
ДНФ. #

Техника карт Карно является удобным и наглядным (при
определенных ограничениях на число переменных минимизируемой
функции) способом реализации алгоритма Квайна —
Мак-Клоски. Но существуют и другие способы проведения
склейки, т.е. получения сокращенной ДНФ для исходной функции.
Одним из таких способов является чисто алгебраический
метод Блейка, состоящий в том, что к любой ДНФ, представляющей функцию, применяются следующие тождества:

Первое из тождеств (6.16) называют тождеством (или
правилом) обобщенного склеивания, второе — тождеством
(или правилом) nоглощения.

Технология» использования метода Блейка такова: применяют
тождество обобщенного склеивания до тех пор, пока не
перестанут появляться новые элементарные конъюнкции (вида
К₁К₂). После этого применяют тождество поглощения*.

* См.: Гавршов Г.П., Сапожекко А.А.

Для примера 6.13.б (см. рис. 6.14) получим таблицу Квайна,
изображенную на рис. 6.16.

(В целях экономии места элементарные конъюнкции в таблице
заменены цифровыми обозначениями соответствующих вершин
и граней булева куба — точно так же как при обозначении
прямоугольников на картах Карно. Ядровые импликанты
выделены жирным шрифтом.)

По таблице Квайна можно составить и функцию Патрика
для перечисления тупиковых ДНФ. Для этого нужно отметить
все столбцы таблицы, в которых на пересечении со строками,
соответствующими ядровым импликантам, не стоит знак «+».
Для разбираемого примера таковым является только последний
столбец. Чтобы покрыть соответствующую элементарную
конъюнкцию СДНФ, можно выбрать одну из двух простых импликант:
х₁x₁x₁ или x₂x₃x₄.

В заключение рассмотрим очень кратко применение карт
Карно к построению минимальных ДНФ частичных булевых
функций, т.е. частичных отображений из множества
{0, 1}ⁿ в множество {0, 1}.

Частичная булева функция может быть задана посредством
карты Карно, в которой кроме клеток с единицами и пустых
клеток будут клетки, заполненные прочерками (-). Такой
прочерк означает, что на соответствующем наборе функция не
определена.

Склейка для частичной функции (заданной картой Карно)
проводится таким образом, что выделяются прямоугольники
максимальной площади (содержащие 2^k клеток, для некоторого
k), каждая клетка которых содержит либо единицу, либо
прочерк, причем существует по крайней мере одна единичная
клетка.

Пример 6.15. Пусть частичная функция f(х₁,х₂,х₃) задана картой Карно, приведенной на рис. 6.17. Прямоугольник максимальной
площади (равной 4), состоящий из единицы и прочерков,
записывается как 0××. Следовательно, минимальная ДНФ для заданной функции будет x₁. #

По поводу рассмотренного примера возникает такой вопрос: почему не принят во внимание
другой прямоугольник (площади 2), содержащий клетку с единицей
и клетку с прочерком: х00? Связано это вот с чем.
Перед тем как выделять упомянутые вьппе прямоугольники,
мы на самом деле доопределяем исходную частичную функцию
(получая обычную булеву функцию) так, чтобы в максимальном
числе клеток, в которых стоят прочерки (но не нули!),
появились единицы. Точнее говоря, среди прямоугольников
(с прочерками), содержащих данную единицу, выбирают для
замены прочерков единицами такой, который имеет максимальную
площадь. Прочерки же в остальных прямоугольниках
заменяют нулями.

В примере 6.15 мы доопределяем исходную функцию так,
что получается функция f₁, задаваемая картой Карно, приведенной на рис. 6.18. Эта функция имеет минимальную ДНФ
x₁. Следовательно, и частичная исходная функция может быть
представлена такой ДНФ, поскольку на всех наборах, на которых
она определена, она принимает такое же значение, как и
функция f₁.

Конечно, мы могли бы доопределить функцию f по-другому, так, чтобы получилась функция f₂, заданная картой Карно,
приведенной на рис. 6.19. Ясно, что f₂ = х₂х₃, поэтому и частичная функция f может быть определена такой ДНФ. Но эта
ДНФ не минимальна для данной частичной (именно частичной!)
функции, поскольку первый способ доопределения дал
ДНФ, содержащую лишь один литерал.

Таким образом, в отличие от минимизации булевых функций
при минимизации частичных булевых функций не следует
выделять все максимальные прямоугольники с прочерками, содержащие
данную единичную клетку карты Карно, достаточно
выбрать произвольно любой из таких прямоугольников. Но, конечно,
не нужно забывать о том, что каждая единица на карте
должна быть покрыта некоторой склейкой.

Пример 6.16. Для карты на рис. 6.20 следует взять обе
склейки на четыре позиции: 00×× и ××00, получив для заданной
этой картой частичной функции минимальную ДНФ в виде
x₁x₂ ∨ x₃x₄.

Заметим, что без использования склеек с прочерками мы
вообще не могли бы минимизировать данную функцию. Нужно также отметить, что не всегда
использование «частичности»
функции позволяет получить минимальную
ДНФ для нее. Так, на представленной на рис. 6.20
карте в случае, если мы переместим
нижнюю единицу на строку выше, обычная склейка на две
позиции дает лучший результат:
x₁x₃x₄, а записанная выше ДНФ
уже не будет минимальной (и даже кратчайшей).

Источник

Минимальной ДНФ (МДНФ) функции F(X1, … ,Xn) называется ДНФ, реализующая функцию F и содержащая минимальное число символов переменных по сравнению со всеми другими видами ДНФ, реализующими функцию F.

Если для всякого набора = (A1, …, An) значений переменных условие G( )=1 влечёт , то функция G называется частью функции F (или функция F накрывает функцию G). Если при этом для некоторого набора = (C1, …, Cn) функция G( )=1, то говорят, что функция G накрывает единицу функции F на наборе (или что G накрывает конституенту единицы функции F). Заметим, что конституента единицы функции F есть часть функции F, накрывающая единственную единицу функции F.

Элементарная конъюнкция K называется импликантом функции F, если для всякого набора =(A1, …, An) из 0 и 1 условие K( )=1 влечет F( )=1.

Импликант K функции F называется простым, если выражение, получающееся из него выбрасыванием любых множителей, уже не импликант функции F.

Ясно, что всякий импликант функции F есть часть функции F.

Теорема. Всякая функция реализуется дизъюнкцией всех своих простых имликант (ПИ).

Доказательство. Пусть F(X1, …, Xn) есть функция, а A = K1 v… v Km – дизъюнкция всех ее простых импликант. Пусть = (A1, …, An) – произвольный набор длины N из 0 и 1.

Если A( ) = 1, то найдется дизъюнктивное слагаемое Ki ( ) = 1, что влечет F( ) = 1, ибо Ki есть импликант функции F.

Если F( ) = 1, то в СДНФ для функции F найдется элементарная конъюнкция K, равная на этом наборе единице. Один из простых имликантов Kj функции F получается выбрасыванием некоторых множителей из K и потому Kj( ) = 1, а тогда A( ) = 1.

Следовательно, F = A. Теорема доказана.

Сокращенная ДНФ функции F есть дизъюнкция всех простых импликант функции F. Всякая функция F реализуется своей сокращенной ДНФ. Для всякой функции, не равной тождественно нулю, существует единственная сокращенная ДНФ.

Пусть A и B – произвольные формулы. Из свойств булевых операций вытекают следующие обратимые правила преобразования ДНФ:

1) – полное склеивание (развертывание);

2) – неполное склеивание;

3) – обобщенное склеивание;

4) – поглощение;

5) – идемпотентность ( удаление дублирующих членов).

Теорема ( Квайна ). Если в СДНФ функции F провести все операции неполного склеивания, а затем все операции поглощения и удаления дублирующих членов, то в результате получится сокращения ДНФ функции F.

Доказательство. Пусть имеем сокращенную ДНФ функции F. Проведем все операции развертывания к каждому простому импликанту для получения недостающих переменных в каждом дизъюнктивном слагаемом сокращенной ДНФ. В полученном выражении из нескольких одинаковых дизъюнктивных слагаемых оставим только по одному экземпляру. В результате получим СДНФ функции F. Теперь, исходя из полученной СДНФ, в обратном порядке проведем операции добавления одинаковых дизъюнктивных слагаемых (с помощью правил идемпотентности), неполного склеивания и поглощения. В итоге получим исходную сокращенную ДНФ.

Алгоритм Квайна построения сокращенной ДНФ.

1. Получить СДНФ функции F.

2. Провести все операции неполного склеивания.

3. Провести все операции поглощения.

Пример 1. Построим сокращенную ДНФ для функции, приведенной в таблице 3.1.

Таблица 3.1

0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 1 1 1 1 1

0 0 0 0 1 1 1 1 0 0 0 0 1 1 1 1

0 0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1

0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1

1 1 1 1 0 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 1

1. Строим СДНФ функции F:

. Пронумеруем дизъюнктивные члены в полученной СДНФ в порядке от 1 до 11.

2. Проводим все операции неполного склеивания.

Первый этап склеивания в таблице 3.2.

После первого этапа склеиваний (и возможных поглощений) получаем, что

Пронумеруем дизъюнктивные члены в полученной ДНФ в порядке их следования от 1 до 15.

Второй этап склеиваний в таблице 3.3.

После второго этапа склеиваний и последующих поглощений получаем, что Это и будет сокращенной ДНФ для функции f, ибо дальнейшие склеивания невозможны.

Таблица 3.2

Слагаемые	Склеивание по	Результат
1,2	T
1,3	Z
1,6	X
2,4	Z
2,5	Y
3,4	T
3,7	X
5,9	X
6,7	Z
6,8	Y
7,10	Y
8,9	T
8,10	Z
9,11	Z	Xyt
10,11	T	Xyz

Таблица 3.3

Слагаемые	Склеивание по	Результат
1, 6	Z
2, 4	T
2, 8	X
3, 7	Z
8, 13	Y	X
10, 11	Z	X
12, 15	Z	Xy
13, 14	T	Xy

Метод Блейка

Метод Блейка для построения сокращенной ДНФ из произвольной ДНФ состоит в применении правил обобщенного склеивания и поглощения. Подразумевается, что правила применяются слева направо. На первом этапе производится операция обобщенного склеивания до тех пор, пока это возможно. На втором производится операция поглощения.

Пример 2. Построить сокращенную ДНФ по ДНФ D функции F(X,Y,Z), где

После первого этапа получаем:

После второго этапа получаем сокращенную ДНФ:

Алгоритм построения сокращенной ДНФ с помощью КНФ

(метод Нельсона)

Пусть F(X1, … , Xn) есть некоторая функция алгебры логики. Построим для F некоторую КНФ. Осуществим далее следующие преобразования.

1. В КНФ раскроем скобки и удалим дублирующие члены, затем удалим дизъюнктивные слагаемые, содержащие одновременно переменную и ее отрицание. В результате получим дизъюнкцию конъюнкций, каждая из которых содержит только по одному элементу из каждой скобки КНФ.

2. В полученном выражении удалим нулевые дизъюнктивные слагаемые.

3. В полученном выражении проведем все поглощения, а затем удалим дублирующие члены.

В результате проведенных операций получим сокращенную ДНФ функции F. Покажем это.

Для каждой элементарной дизъюнкции D в КНФ и каждой элементарной конъюнкции K в сокращенной ДНФ (сокр. ДНФ) существует некоторый множитель вида X из K, содержащийся в D, т. е.

» DÎ ДНФ » K Î сокр. ДНФ $ Xa Î K (XaÎ D).

Допустим противное: в КНФ существует элементарная конъюнкция D, в сокращенной ДНФ существует элементарная конъюнкция K, для которой всякий множитель вида Xa из K не входит в D. Не уменьшая общности возьмем для простоты

Положим X1 = A1, …, Xk=Ak, Xk+1 = Ck+1 ¹ Ak+1, …, Xr = Cr ¹ Ar. Тогда K(A1, …, Ak) = 1, и потому F (A1, …, Ak, Ck+1, …, Cr ) = 1. С другой стороны, D(Ck+1,…, Cr) = 0, и потому F (A1, …, Ak, Ck+1, …, Cr ) = 0. Противоречие.

Пусть по-прежнему для простоты произвольный простой импликант K из сокращенной ДНФ равен . Тогда элементы попадут в не менее чем K скобок из КНФ. Если допустим, что этого нет, то при перемножении скобок из КНФ не получим дизъюнктивного слагаемого, которое содержало бы множители , а потому, строя из результата перемножения сокращенную ДНФ вычеркиванием лишних сомножителей, не получим простого импликанта K.

Так как содержатся в K разных скобках КНФ, а всякая другая скобка, отличная от указанных K скобок, содержит хотя бы один элемент вида X из K, то при раскрытии скобок имеем простой импликант K. После проведения всех операций поглощения и удаления дублирующих множителей, останутся только простые импликанты из сокращенной ДНФ, ибо если предположить наличие в результате хотя бы одного дизъюнктивного слагаемого, отличного от всех простых импликантов сокращенной ДНФ, то можно подобрать такие значения переменных функции F, на которых все простые импликанты примут значение 0, а это дополнительное слагаемое – значение 1, чего быть не может.

Пример 3. Построим сокращенную ДНФ этим способом для функции

F = (1111010010101111) из примера 1 :

Сокращенная ДНФ для функции

Что, естественно, совпадает с результатом примера 1.

Пример 4. Построить сокращенную ДНФ по заданной КНФ

После раскрытия скобок имеем:

После второго этапа получаем сокращенную ДНФ:

Тупиковой ДНФ ( ТДНФ) функции F называется такая ДНФ ее простых импликант, из которых нельзя выбросить ни одного импликанта, не изменив функции F.

Теорема. Всякая минимальная ДНФ некоторой функции является ее тупиковой ДНФ.

Доказательство. В МДНФ входят только простые импликанты, иначе некоторые множители в непростом имликанте можно удалить в противоречие с минимальностью исходной ДНФ. В МДНФ нет лишних импликант, иначе исходная ДНФ не является минимальной.

Вывод. Для получения МДНФ функции F необходимо построить все ТДНФ функции F и выбрать из них те, которые содержат минимальное число букв.

Построение всех тупиковых ДНФ.

Пусть F(X1, …, Xn) есть функция алгебры логики.

1. Построим СДНФ функции F, и пусть P1, P2, …,Pn есть ее коституенты единицы).

2. Построим сокращенную ДНФ функции, F и пусть K1, K2, …, Km – ее простые импликанты.

3. Построим матрицу покрытий простых импликант функции F ее конституентами единицы (табл. 3.4), полагая, что

+, если каждый множитель в Ki является множителем в Pj; (Pj есть Aij= часть для Ki ); Æ в противном случае.

Таблица 3.4

P1 P2 … Pj …Pn

A11 a12 … a1J …a1N

A21 a22 … a2J … a2N

Ai1 ai2 … aij … ain

Am1 am2… amj … amn

4. Для каждого столбца J ( 1 £ J £ N ) найдем множество Ej всех тех номеров I строк, для которых Aij = 1. Пусть Составим выражение Назовем его решеточным выражением. Это выражение можно рассматривать как формулу, построенную в свободной дистрибутивной решетке с образующими 1, 2, …,M и с операциями & и Ú .

5. В выражении A раскроем скобки, приведя выражение A к равносильному выражению где перечислены все конъюнкции элементы которой взяты из скобок 1,2,…,N соответственно в выражении A.

6. В выражении B проведем все операции удаления дублирующих членов и все операции поглощения. В результате получим дизъюнкцию элементарных конъюнкций C.

Утверждение. Каждая элементарная конъюнкция I1&I2&…&Ir в С дает ТДНФ для F . Все ТДНФ для функции F исчерпываются элементарными конъюнкциями в выражении С.

Пример 5. Сокращенная ДНФ для функции F = (1111010010101111) имеет вид

Для функции F построим все минимальные ДНФ.

1. Строим матрицу покрытий (таблица 3.5).

Таблица 3.5

Конституенты единицы функции F

ПИ

X `X `X `X `X X X X X X X

Y `Y `Y `Y y `Y `Y y y y y

Z `Z z z `Z `Z z `Z `Z z z

T t `T t t `T `T `T t t t

x y

`X`Y

`Y`T

x`T

`X`Z t

y`Z t

+ + + +

+ +

2. Строим решеточное выражение (по столбцам таблицы).

E = (2Ú3)(2Ú5)(2Ú3)2(5Ú6)(3Ú4)(3Ú4)(1Ú4)(1Ú6)(1Ú4)(1) = (2Ú3)(2Ú5)(5Ú6)(3Ú4)(1Ú4)(1Ú6)12 = (5Ú6)(3Ú4)(1)(2) = 1235Ú1245Ú1236Ú1246.

3. Строим все тупиковые ДНФ функции F:

простые импликанты 1,2,3,5;

простые импликанты 1,2,4,5;

простые импликанты 1,2,3,6;

простые импликанты 1,2,4,6.

4. Все найденные ТДНФ являются минимальными ДНФ.

Алгоритм минимизации функций в классе ДНФ

1. Строим СДНФ функции F.

2. Строим сокращенную ДНФ функции F.

3. С помощью матрицы покрытий и решеточного выражения строим все ТДНФ функции F.

4. Среди построенных ТДНФ выбираем все минимальные дизъюнктивные нормальные формы функции F.

Алгоритм минимизации функций в классе КНФ

Чтобы построить все минимальные КНФ (МКНФ) функции F, следует построить все МДНФ функции `F и взять от каждой из них отрицание, для чего заменить знаки & на Ú , а Ú на & ( сохранив первоначальное распределение скобок) и над каждой буквой поставить знак отрицания. Полученные КНФ для функции F будут минимальными. В самом деле, если бы для F существовала КНФ с меньшим числом букв, то ее отрицание дало бы для `F ДНФ с меньшим числом букв, чем в любой из минимальных ДНФ для `F. Противоречие с их минимальностью.

Алгоритм минимизации функций в классе нормальных форм

Пусть F – функция алгебры логики.

1. Строим все МДНФ функции F.

2. Строим все МКНФ функции F.

3. Из построенных минимальных форм выбираем простейшие ( по числу букв).

Пример 6. В классе нормальных форм минимизировать функцию F=(01011110).

1. Строим СДНФ для функции F :

2. Строим сокращенную ДНФ функции F:

3. Строим матрицу покрытий (таблица 3.6).

Таблица 3.6

ПИ

`X`Y z `X y z x`Y`Z x`Y z x y`Z

`X z

`Y z

X`Y

x`Z

+ +

Решеточное выражение E = ( 1 Ú 2 ) 1 (3 Ú 4 ) 4 = 134 Ú 124.

4. Строим все тупиковые ДНФ функции F :

5. Обе построенные ТДНФ являются минимальными.

6. Повторяем эти этапы для функции `F.

СДНФ :

Сокращенная ДНФ :

Строим матрицу покрытий (таблица 3.7).

Таблица 3.7

ПИ

X`y`z `x y`z x y z

`x`z

X y z

+ +

Решеточный многочлен E = 112 = 12. Единственная тупиковая ДНФ (она же минимальная) для функции Минимальная КНФ функции Из построенных МДНФ и МКНФ выбираем простейшую

Пример 7. В классе нормальных форм минимизировать функцию F=(11011011).

1. СДНФ:

2. Сокращенная ДНФ : =

3. Строим матрицу покрытий (таблица 3.8).

Таблица 3.8

ПИ

`X`Y`Z `X`Y z `X Y z x`Y`Z X y`Z x y z

X y

X`Z

Y`Z

`X z

Y z

`X`Y

+ +

E = ( 3 Ú 6 ) ( 4 Ú 6 ) ( 4 Ú 5 ) ( 2 Ú 3 ) ( 1 Ú 2 ) ( 1 Ú 5 ) = 1246 Ú 1356 Ú 134 Ú 256 Ú 2345.

4. Тупиковые ДНФ функции F :

5. Минимальные ДНФ функции F :

6. Повторяем указанные выше этапы для функции `F .

СДНФ :

Сокращенная ДНФ :

Построенная сокращенная ДНФ функции `F является для нее тупиковой и минимальной.

Минимальная КНФ функции

Построенные МДНФ и МКНФ имеют одно и то же число букв; все они составляют минимальные формы для F :

< Предыдущая		Следующая >

Источник

Практическое занятие № 2

Минимизация булевых функций

Метод диаграмм Вейча
Метод Квайна
Метод импликантных таблиц

Для рассмотрения методов минимизации
введем некоторые определения.

Конъюнкция

называется элементарной, если число
ее членов меньше некоторого множества
переменных n, причем
любая переменная

входит в конъюнкцию только один раз.
Число членов элементарной конъюнкции
определяет ее ранг.

Под импликантой булевой функции
f(x₁, х₂, …,х_n)
понимается такая булева функция f₁(x₁,
х₂, …,х_n), если на
любом наборе значений переменных x₁,
х₂, …,х_n, на котором
значение функции f₁ равно
единице, значение функции f также
равно единице.

Под простой импликантой булевой
функции f(x₁, х₂,
…,х_n) понимается всякое
элементарное произведение
,
которое является импликантой функции
f и никакая собственная часть этого
произведения в функцию f не входит,
т.е. простые импликанты — элементарные
конъюнкции наименьшего ранга, входящие
в данную булеву функцию.

Сокращенной дизъюнктивной нормальной
формой булевой функции называется
такая функция, которая равна дизъюнкции
всех своих простых импликант.

Несмотря на то что сокращенная ДНФ
булевой функции содержит меньшее число
букв, чем СДНФ этой же функции, она в
большинстве случаев допускает дальнейшее
упрощение за счет поглощения некоторых
простых импликант дизъюнкцией других
простых импликант. В случае, если в
дизъюнкции простых импликант,
представляющих заданную булеву функцию,
ни одну из импликант исключить нельзя,
то такую дизъюнкцию называют тупиковой
дизъюнктивной нормальной формой
заданной функции.

Некоторые булевы функции имеют несколько
тупиковых ДНФ. Тупиковая ДНФ булевой
функции, содержащая наименьшее число
букв, будет минимальной ДНФ.

Таким образом, общую задачу минимизации
булевых функций можно решать в такой
последовательности.

1. Для заданной функции находят сокращенную
ДНФ, т.е. все простые импликанты.

2. Определяют тупиковые ДНФ заданной
функции, среди которых выбирают
минимальную ДНФ.

1. Диаграммы Вейча

Диаграмма Вейча –
это специального вида таблица, используемая
для задания логических функций и
позволяющая упростить процесс поиска
минимальных форм.

Для логических функций, зависящих от n
переменных, диаграмма Вейча представляет
собой прямоугольник, разделенный на 2ⁿ
клеток. Каждой клетке диаграммы ставится
в соответствие двоичный n-мерный
набор. Взаимно однозначное соответствие
между двоичными наборами и клетками
диаграммы устанавливается разметкой
последней.

Для функций, зависящих от трех переменных,
один из возможных вариантов разметки
диаграммы Вейча имеет вид, показанный
на рис.1.

Четыре верхних клетки диаграммы
соответствуют двоичным наборам, в
которых переменная х₁ принимает
значение 0; четыре нижних клетки
соответствуют наборам, в которых
переменная х₁ принимает
значение 1.

Клетки, составляющие левую половину
диаграммы, соответствуют наборам, в
которых переменная х₂ принимает
значения 1, а в правой половине находятся
клетки, в которых переменная х₂
принимает значение 0.

Рис. 1.

Четыре центральные клетки соответствуют
наборам, в которых переменная х₃
принимает значения 1, а в левом и правом
крайних столбцах находятся клетки, в
которых переменная х₃ принимает
значение 0.

На рис. 2 приведены пример разметки
диаграммы для логических функций четырех
переменных.

Рис. 2.

Диаграммы Вейча для большего числа
переменных могут быть составлены из
диаграмм меньшего числа переменных.
Например, диаграмму Вейча для пяти
переменных можно составить, соединив
две диаграммы для четырех переменных.
При этом удобно подсоединять их друг к
другу одноименными столбцами (рис. 3).
Тогда соседними клетками будут также
клетки столбцов, симметрично расположенных
относительно линии присоединения
диаграмм Вейча четырех переменных для
одноименных строк.

Рис. 3.

В клетки, соответствующие конституентам
единицы минимизируемой булевой функции,
записываются единицы, а в остальные —
нули. Поэтому исходная минимизируемая
функция первоначально должна быть
представлена в СДНФ. Если функция задана
аналитически, то она приводится к СДНФ
с помощью операции развертывания,
заключающейся в умножении некоторых
членов на выражение вида
.

Минимизация булевых функций с
использованием диаграмм Вейча основывается
на отыскании склеивающихся конституент
единицы. Для диаграммы Вейча склеивающиеся
конституенты единицы располагаются в
соседних, вертикально или горизонтально
расположенных клетках. Для диаграммы
трех переменных (рис. 1) соседними клетками
являются также клетки левого и правого
столбцов для одноименных строк. Наглядно
это можно представить, если наклеить
диаграмму на цилиндр так, чтобы левая
ее граница совпала с правой.

Для диаграммы Вейча четырех переменных
(рис. 2) соседними клетками будут также
клетки, расположенные в верхних и нижних
строках для одноименных столбцов.

Процесс отыскания минимальной ДНФ
заключается в том, чтобы всю совокупность
единиц диаграммы Вейча накрыть наименьшим
числом наиболее коротких произведений.
Для этого соседние клетки диаграммы,
содержащие единицы, объединяют в группы
(склеиваются).

Каждой такой группе будет соответствовать
группа склеивающихся конституент
единицы. Причем количество клеток,
входящих в одну группу, равно 2^k
(где k = 1, 2, 3, …), а каждая клетка,
входящая в группу, должна иметь k
соседних клеток.

Для получения минимальной ДНФ достаточно
выполнить следующие условия:

каждая единичная клетка должна входить
хотя бы в одну группу (при этом одна и
та же клетка может входить в несколько
групп);
в каждую группу должно входить
максимальное количество клеток, т.е.
ни одна группа, удовлетворяющая обоим
вышеприведенным правилам, не должна
быть частью другой группы, удовлетворяющей
этим же правилам;
количество групп должно быть минимальным.

Рекомендации по минимизации булевых
функций с использованием диаграмм
Вейча:

1. Рассматриваются поочередно клетки,
содержащие единицы, и анализируются
всевозможные варианты склеивания. При
этом сначала склеивание выполняется
только для тех клеток (единиц), для
которых вариант склеивания единственный.
В результате будут выделены обязательные
(или существенные) простые импликанты.

2. Оставшиеся несклеенные клетки (единицы)
необходимо склеивать таким образом,
чтобы образовать минимальное число
групп с максимальным числом клеток в
каждой группе.

3. Каждой группе объединенных клеток в
минимальной ДНФ будет соответствовать
простая импликанта, определяемая как
конъюнкция только тех переменных,
значения которых постоянны для всех
наборов, задающих клетки данной группы.

Группе, состоящей из 2^k клеток,
соответствует конъюнкция из n
– k букв, где n —
число переменных в исходной булевой
функции.

Пример 1. Найти минимальную ДНФ
для булевой функции трех переменных,
заданных следующей таблицей истинности:

х₁	х₂	х₃	z
0	0	0	1
0	0	1	0
0	1	0	0
0	1	1	1
1	0	0	1
1	0	1	0
1	1	0	1
1	1	1	1

СДНФ для этой функции

Составим диаграмму Вейча (рис. 4)

Рис. 4

Здесь возможны два варианта склеивания:

1)

склеивается с

по переменной x₁
– образуется импликанта

;

склеивается с

по переменной x₁
– образуется
импликанта
;

склеивается с

по переменной x₃
– образуется импликанта

.
Отсюда получается первая минимальная
ДНФ

;

2)

склеивается с

по переменной x₁
– образуется импликанта

;

склеивается с

по переменной x₁
– образуется
импликанта
;

склеивается с

по переменной x₂
– образуется импликанта

.
Отсюда получается вторая минимальная
ДНФ

Подстановкой в полученные выражения
значений переменных x₁,
x₂, x₃
легко убедиться в том, что минимизированные
логические функции реализуют заданное
исходное выражение.

Пример 2. Найти минимальную ДНФ
для булевой функции четырех переменных,
заданных следующим выражением (в СДНФ):

Диаграмма Вейча для этого случая
приведена на рис. 5.

Рис. 5.

Здесь возможно склеивание по четырем
конституентам единицы:

;
;
;

склеиваются по переменным х₂
и х₄ – образуется импликанта
;

;
;
;

склеиваются по переменным х₂
и х₃ – образуется импликанта
;

;
;
;

склеиваются по переменным х₁
и х₄ – образуется импликанта
.

Таким образом, окончательное выражение
для минимальной ДНФ:

В дискретных устройствах ЭВМ часто
встречаются комбинационные схемы, на
входы которых некоторые комбинации
сигналов никогда не поступают. Такие
комбинации называются запрещенными.
Значения выходных сигналов, соответствующие
запрещенным комбинациям, не определяются,
и их можно выбирать произвольно, что
часто дает возможность упростить
комбинационную схему.

Законы функционирования комбинационных
схем с запрещенными комбинациями входных
сигналов описываются неполностью
определенными функциями, т.е. такими
функциями, значения которых определены
не на всех наборах аргументов.

Двоичные наборы, на которых функция не
определена, называют свободными.
При табличном задании неполностью
определенных переключательных функций
свободные наборы отмечаются прочерком.

Рассмотрим упрощение неполностью
определенных булевых функций, которые
описывают работу логических схем с
запрещенными комбинациями входных
сигналов.

Для неполностью определенных булевых
функций можно произвольно задать
значение функции на тех наборах, на
которых она первоначально не была
задана. При минимизации таких функций
стремятся для запрещенных комбинаций
входных сигналов присвоить такие
значения исходной функции, которые
позволяют ее упростить.

Пример 3. Минимизировать булеву
функцию четырех переменных, заданную
диаграммой Вейча (рис. 6), только на 11-ти
наборах двоичных аргументов. Неопределенные
значения на диаграмме отмечены прочерком.

Рис. 6.

Принимая значения функции на некоторых
наборах равными единицы, а на других —
нулю, там где функция не определена,
получим ДНФ исходной функции в следующей
минимальной форме:

Соседние файлы в предмете [НЕСОРТИРОВАННОЕ]

Источник

Построение минимальных ДНФ

Алгоритм Квайна–Мак-Клоски

Карты Карно

Метод Блейка

Таблицы Квайна

Построение минимальных ДНФ частичных булевых функций

Содержание

Сокращенная ДНФ

Минимальная ДНФ

Минимизация ДНФ

Визуализация гиперкубами

Карты Карно

Метод Квайна

Описание алгоритма

Пример

См. также

Источники информации

Минимизация булевых функций

Метод диаграмм Вейча

Метод Квайна

Метод импликантных таблиц

1. Диаграммы Вейча