Силлогистическая машина

 

Союз Советскик

Социапистичесних

Республик (u)811245

К АВТОРСКОМУ СВИДЕТЕЛЬСТВУ (61) Дополнительное н авт. саид-ву— (22) Заявлено 20. 12. 77 (21) 2557925/18-24 (51)м. Кл з с присоедйнением заявки Ио

G F 15/00

Государствеииый комитет

СССР ио делам. изобретений и открытий (23) Приоритет

Опубликовано 070381. Бюллетень М 9 (53) УДК 681. 14 (088. 8) Дата опубликования описания 07. 03. Si

Н. С. Анишин, А. Е. Кулинкович, Ю. В. Кольцов и H. Г. Колесников (72) Авторы изобретения (71) Заявитель

Кубанский государственный университет (54) СИЛЛОГИСТИЧЕСКАЯ МАШИНА

Изобретение относится к вычислительной технике, а более конкретно к специализированным вычислительным машинам и предназначено для использования в составе универсальных ЭВИ, решающих логические задачи и производящие обработку массивов информации, а также в качестве учебных и справочных машин при обучении логике и построении силлогичесоих умозаключений.

Известна силлогистическая машина (1g, состоящая из шифраторов посылок (в виде таблиц), логических схем (в виде переключателей и коммутаций), дешифратора заключения (в виде коммутаций между ламелями переключателей) и блока отображения словес ного типа заключения (в виде ламп с номерами,,которым по таблице соответству от словесные выражения типа заключения), способная анализировать 16 силлогизмов с фундаментальными типами посылок,из которых только шесть являются информативными.

В ocràëüíûõ десяти, машина может дать заключения об отношении между крайними терминами силлогизма.

Силлогистическая машина Э. Беркли обладает рядом недостатков. В некоторых случаях она не дает информативного ответа.

Например, ясно, что силлогизм

Ни одно А не есть В

Все В есть С

Некоторые С не есть A является информативным. В то же время силлогистическая машина-прототип, не "сумев" построить этот силлогизм, выдает ответ: "невозможно никакое заключение относительно А и С". Это происходит из-за ограниченности ее функциональных возможностей.

Доведение числа фундаментальных типов посылок до 8, широко известных в настоящее время (в машине-прототипе используется только 6), и использование современной технической базы, например электронных логических элементов в микроминиатюрном исполнении, в принципе создает предпосылки для создания силлогистической машины, использующей технические решения, заложенные в машине-прототипе, однако, в этом случае она будет достаточно громоздкой и сложной.

Кроме того, как показывает анализ существует большое, количество силлогизмов (10в)с нефундаментальными

ЗО типами посылок, как правило, трудно

811245 или вообще не выразимыми в естественном (человеческом)языке, но встречающимися при решении логических задач или при обработке информации на ЭВМ.

Соответственно их реализация на машинах, таких, как машина Э. Беркли или использующих подобные технические решения, в принципе неосуществима иэ-за сверхогромной сложности и громоздкости, даже при использовании современной технической базы.

Целью изобретения является расширение функциональных возможностей из— вестной силлогистической машины за счет построения и проверки силлогиз— мов и автоматического анализа взаимоотношения между терминами и построения по двум посылкам заключения.

Поставленная цель достигается за счет того, что в силлогистическую машину, содержащую шифраторы типа посылок, устройство управления, дешифраторы типа заключения и блок отображения введен блок силлогисти/ ческого умножения, выходы дешифратора типа заключения соединены со входами блока отображения, причем блок силлогистического умножения содержит первый и второй регистры типа посылок, первый и второй блоки сравнения, семь дешифраторов, первый и второй дноичные счетчики, первую и вторую группы элементов И, два блока матриц элементов И, три двухвходовых элемента И, два коммутатора, элемент ИЛИ-ПГ, четыре элемен— та ИЛИ и регистр типа заключения.

Выходы — го шифратора типа посылок связаны с соответственными входами

-го регистра типа посылок, выходи

-ro регистра типа посылок связаны с первой группой входон 1 -ro блока сравнения, вторая группа входов которого подключена к выходам i --ro дешифратора, выходы которого связаны с соответствующими выходами 1 -го двоичного счетчика (=1,2). Управляющий вход первого счетчика соединен с выходом блока упранления, а ны ходы -го блока сраннения подключеHbl соответственно к — м входам перво

ro двухвходового элемента И, выход которого соединен с первыми входами элементов И первой и второй групп и с первыми входами л -х дешифраторов (j =3,4,5,6 . Второй и третий входы третьего дешифратора подключены к выходам первого и второго элементов И первой группы. Второй и третий входы четвертого дешифратора соединены с выходами третьего и четвертого элементов И нторой группы.

Второй и третий входы пятого дешифратора соединены с выходами первого и второго элементов И второй группы.

Второй и третий входы шестого дешифратора соединены с выходами третьего и четвертого элементов И втоl5

65 рой группы. Выходы третьего и шестого дешифраторов подсоединены ко входам первого блока матриц элементов

И, выходы четвертого и пятого дешифраторов ко входам второго блока матриц элементов И. Первые управляющие. выходы первого и второго блока матриц элементов И подключены к первому и второму входам второго элемента И, вторые управляющие выходы первого и второго блока матриц элементов И вЂ” к первому и второму входам,третьего элемента И. Информационные выходы первого блока матриц элементов И связаны со входами первого коммутатора, информационные выходы второго блока матрриц элементов И - со входами второго коммутатора, а дополнительные выходы J -x дешифратаров подсоединены ко входам элемента

ИЛИ-НЕ. Первый, второй и третий информационные входы первого и второго блока матриц элементов И соединены с первой группой входов первого элемента ИЛИ. Перная группа выходов первоro и второго коммутаторов соединена со второй группой входов первого элемента ИЛИ, третий, четвертый и пятый выходы первого и второго блока матриц элементов

И соединены с первой группой входов второго элемента ИЛИ. Вторые группы выходов первоro и второго коммутаторов подключены ко второй группе входов второго элемента ИЛИ. Второй, пятый и шестой ныходы первого и второго блоков матриц элементон И соединены с первой группой входов третьего элемента ИЛИ. Третья группа выходов первого и второго коммутаторов соединена со второй группой входов третьего элемента ИЛИ. Седьмой и восьмой выходы первого и второго блока матриц элементов И соединены с первой группой входов четвертого элемента ИЛИ. Четвертая группа выходов первого и второго коммутаторов соединена со второй группой входов четвертого элемента ИЛИ. Выходы первоro, втoporo, третьего и четвертого элементов ИЛИ связаны со входами седьмого дешифратора, выходы которого связаны с первой группой входов регистра типа заключения, вторая группа входов которого соединена с выходом элемента ИЛИ-НЕ.

Второй управляющий выход первого блока матриц элементов И соединен с дополнительным входом первого и второго коммутаторов, а выходы второго и третьего элементов И подключены к первому и второму дополнительным входам регистра типа заключения.

Принципиальное отличие машины от машины Э; Беркли наличие блока силлогистического умножения) приводит к положительному эффекту, состоящему в том, что, если для постро 811245 ения последней конструктор должен априорно знать типы выводов (заключений) силлогизмов, обусловленных всеми возможными сочетаниями типов посылок (как фундаментальными, так и Нефукдаментальными), а их число измеряется миллиардами (2 ), то предложенная машина автоматически вырабатывает все возможные типы заключений в зависимости от двух 16тиразрядных кодов посылок, не требуя этих знаний от конструктора; Кроме того она значительно проще известной для случая всевозможных типов посыо лок.

Перевод типа посылок с естественного. языка в 16-ти разрядный двоичный i5 код осуществляет либо 3ВМ, если силлогистическая машина работает в составе ЭВИ, либо сам человек (по особым несложным правилам с использованием диаграмм Венна), если силлогистичес- Щ кая машина работает с человеком (справочный или учебный вариант использо вания).

Преимущественно машины обеспечивается наличием блока силлогистического умножения, содержащего в своем составе регистры, схемы сравнения, дешифраторы, счетчики, блоки матриц элементов И, логические блоки, элементы

И, ИЛИ, ИЛИ-НЕ с соответствующими связями между ними.

На фиг. 1 изображена силлогистическая машина; на фиг.2а, 2б — блок-схема блока силлогистического умножения кодов типов двух суждений; на фиг.3 представлен блок-матриц элементов И; на фиг.4 — первый и второй логические блоки; ка фиг.5 — блок сравнения; на фиг. б и 7 — таблицы поясняющие работу машины.

Силлогистическая машина содержит 4Q два шифратора типа первой 1 и второй

2 посылок. 16-разрядные коды типов первой и второй посылок поступают в блок силлогистического умножения

3, выход которого (16-разрядный код) через дешифратор типа заключения 4 связан с блоком отображ кия 5 словесного выражекия типа заключения.

Блок синхронизации и управления б связан с блоком силлогистического умножения 3.

Блок силлогистического умножения (см.фиг.2а и 2б) включает в себя два (по числу посылок ) регистра типа посылок 7 (по 16-разрядов каждый), 55 два блока сравнения 8, два дешифратора 9 на 16 выходов каждый, два четырехразрядных двоичных счетчика

10, четыре дешифратора 11 на 4 выхода каждый, дешифратор 12 на 14 выходов, два блока матриц элементов 66

И /первая и вторая ) 13 с 8 входами и 10 выходами каждая (20-35), два коммутатора 14 (первый и второй) с

9 входами (21-35) и 6 выходами (26-34) каждый, две группы элементов Я

И 15 (по 4 в каждой), два двухвходовых элемента И 16, (первый и второ4 двухвходовой элемент ИЛИ 17, четырех входовой элемент ИЛИ-HE 18, четыре четырнадцативходовых эдемекта ИЛИ

19 и 16-разрядный регистр типа заключения 36 с установочными в "1" входами для каждого разряда и общим входом синхронизации 37 (разрешение установки в "1") для 1 - 15-го разрядов.

Счетчики 10 связаны через дешифраторы 9 с блоками сравнения 8, которые связаны с регистрами типа посы- . лок 7. Выход четвертого разряда первого счетчика 10 связан с первым разрядом второго ..счетчика 10.

Все дешифраторы 11 управляются стробирующей шиной, связанной с выходом первого двухвходового элемента И 16, входы которого связаны с выходами блоков сравнения 8. Разрядные выходы счетчиков 10 через группы элементов И 15 и дешифраторы 11 соединены с блоками матриц элементов И 13.

При этом два младшие разряда счетчиков 10 соединены с первым блоком матриц, два старших — со вторым; Все выходы (кроме начального 20 и последнего 35)первого блока И 13 соединены с одноименными входами первого коммутатора 14. Такие же выходы второго блока элементов И 13 связаны с одно- именными входами второго коммутатора

14 . Первые выходы блоков матриц элеме..тов И 20 через второй элемент И

16 поступают ка установочный (в "1") вход 38 нулевого разряда.A последний выход 35 каждого блока матрицы элементов И 13 подключен к последнему по входу противоложного (1-2, 2-1), коммутатора 14 и кроме того, через элемент ИЛИ 17 связан с установочным (в "1") входом 38 15-го разряда регистра 36.

С 14-ю установочными входами остальных разрядов регистра 36 через дешифратор 12 и через элементы ИЛИ 19 связаны выходы блока элементов И 13 (кроме начального 20 и последнего 35) и коммутаторов 14. Причем каждый.такой выход соединен со входами тех элементов ИЛИ, номера которых (от

1-го до 4-го) совпадают с номерами разрядов в двоичном представлении номера (за вычетом 20) того или иного выхода. Например, выход 27 (27

20 = 7 = 0111 ) соединен с первым, вторым и третьим элементами ИЛИ 19, так как "1" есть в первом, втором и третьем разрядах.

Объединенные входы синхронизации

1 — 15 -го разрядов регистра 36 через элемент ИЛИ-НЕ 18 связаны с первьжи выходами каждого из четырех дешифраторов 11.

Блок сравнения И 1" (см.фиг.3) содержит десять двухвходовых элементов

И 44, девять из которых расположены

811245 квадратом 3х3, а один находится на его диагонали н нулевом ряду и столб-, це. Каждая из восьми входных шин связана со входами элементов И, находящихся .". одном ряду или столбце (таких столбца, как и рядов — 4 ) . Выходы всех десяти элементов И являются выходами блока матриц 13, а именно: 20, 21, 22, 23, 24, 26, 28, 30 32 и 35.

Таблица номеров нозбуждаемых выходов элементов И в зависимости от Boçбуждаемых входных шин, связанных с. данной схемой И, приведена -на фиг.б.

Коммутатор 14 (см.фиг.4) имеет девять .входных шин (21-35 ) и шесть выходных (26-34) и содержит четыре трехвходоных элемента ИЛИ 45 и шесть элементов запрета 46. Выходные шины соединены со входами четырехразрядных элементов ИЛИ 45 (21, 23 и 25 с первым; 28, 30, 32 — со вторым;

24, 25-32 — с третьим; 22, 23, 30 — 20 с четвертым), а их выходы связаны со входом запрета элементов HE-И 46 первый — с четвертым и пятым, второй — с первым, третий — со вторым и шестым, а четвертый — с третьим).

Дополнительно связаны выходы элементов 46 с прямыми входами других элементов HE-И 46 /выход первого — со входом пятîro, выход третьего — со входом шестого). Прямые входы остальных элементов НЕ-И запрета 46

{от первого до четвертого) связаны с входной шиной 35 блока 14. Выход пятого элемента НЕ-И 46 является первым выходом 26 коммутатора 14, выход первого элемента НЕ-И 46 вторым выходом 27, выход шестого третьим выходом 29, ныход второго четвертым выходом 31, выход третьего — пятым выходом 33, а выход четвертого элемента НЕ-И 46 является 40 шестым выходом 34 коммутатора 14.

Таблица истинности для каждого иэ шести выходов коммутатора 14 при сигнале на входе 35, равном "1", представлена на фиг.7. При нулевом значении сигнала на входе 35 все выходы равны "0". Отметим, что на входе коммутатора 14 единичный уровень может быть не более, чем на одной входной шине {21,?2, 23, 24, 25, 28, 30 и 32 ). При единичном сигнале на входе 35 или отсутствии сигналон

"1" на остальных восьми входах, все выходы коммутатора 14 имеют "единичный" уровень.

Блок сравнения 8 {cM.ôèã.5) представляет собой совокупность 16-ти днухнходовых И 16, выходы которых соединены со входами элемента ИЛИ

39. Входные шины (Ho opHQA oQHoHMeHной от регистра 7 и дешифратора 9) 40 связаны с двумя входами каждого эле— мента И 16, а выход элемента ИЛИ 39 является выходом блока сравнения 8.

Силлогистическая машина работает следующим образом. 65

Набираемые вручную оператором типы посылок шифруются с помощью шифраторов 1 и 2, переводятся в дна

16-разрядных двоичных кода и подаются в регистры 7 блока силлогистического умножения 3. После этого блок 3 готов к работе. Результат силлогистического умножения получается за 256 тактов (импульсон), которые задают блоки синхронизации и управления 6. Он посылает импульсы в блок 3 на счетчик, составленный из двух четырехраэрядных счетчиков 10.

Перед началом работы регистр типа заключения 36 должен быть сброшен в "0". В каждом такте (при каждом новом состоянии счетчиков 10) проверяется — есть ли "1" на месте, указываемом двумя счетчиками 10 соответстненно в регистре первой и ре— гистре второй посылок. При наличии

"1" (в обоих регистрах ) двоичный номер этого места через стробирующую группу элементов И 15 подается на дна дешифратора 11. Тс же происходит со вторым номером.

Выбранные шины дешифраторов 11 (всегда 4 шины по числу дешифраторон) возбуждают н блоке матриц элементов

И 13 по одному элементу И 44, и на выходе каждого иэ блоков матриц 13 появляется одна возбужденная шина (20, 21, 23, 14, 25, 28, 30, 32 или

35). Если н обоих блоках матриц 13 возбуждены выходные шины 20, то с помощью второго элемента И производится установка н "1" нулевого разряда регистра типа заключения 36.

То же происходит и с 15-м разрядом того же регистра, если хотя бы н одной иэ матриц 13 возбужден десятый ныход 35. В этом случае, включается н раббту первый или второй (в случае нозбу>кдения 35 в обоих блоках матриц включения нет) логический блок 14, и уровень "1" на выходе матрицы 13 подается по одной из шин (21, 22, 23, 24, 25, 28, 30 или 32) на вход одноименного коммутатора 14. На его выходе н соответствии со схемой блока 14 (см.таблицу истинности, фиг.7) появляются высокие ("1"J уронни напряжения на нескольких выходах (26, 27, 29, 31, 33, 34).

В каждый (из 256) такт с матриц

13 и коммутаторов 14 могут появиться высокие ("1") уровни напряжения на нескольких шинах от 20 до 34 включительно. Они с помощью четырех элементов ИЛИ 1.9 шифруются в четырех разрядный код, который получается поразрядным логическим сложением двоичных номЕров возбужденных выходов (21, 22, ..., 34), уменьшенных на 20, (так как нумерация выходов началась не с О, а с 20). 811245

Например, числа 26 и 32 дают чис ло 14, так как 0110+1100 = 1110

Затем полученный четырехраэрядный двоичный код через дешифратор 12 устанавливает в "1" одноименный с номером кода разряд регистра типа заключения 36 (если он не в состоянии "1"). После пересчета всех 256 тактов, т.е. всех возможных состояний счетчиков 10, на выходном регист. ре 36 готов результат. . Ha второй вход (вход синхронизации 37) всех разрядов регистра 36 о приходит высокий уровень — разрешение на установку в ."1". Если же этого не происходит (если в состоянии

"0" два младших или два старших разряда любого счетчика 10), то элементам ИЛИ-НЕ 18 образуется сигнал (низкого уровня) на запрет установки в

"1" любого иэ разрядов регистра типа заключения 36 (с 1-го по 15-й). .,После пересчета всех 256 тактов на выходном регистре типа заключения

36 возникает 16-разрядный код, который затем поступает на дешифратор

4. Он управляет блоком отображения словесного выражения типа заключения 5, включает те или иные лампочки с подсветом текста типа заключения.

Пример. Возьмем две посылки силлогизма:

Ни одно R не есть М, Все P есть М.

Машина должна найти заключение.

Переводим первую посылку в 16-раз рядный двоичный код, для чего представлены ее диаграммой Венна (фиг.8) на которой поле 1У, соответствующее

Я Л М, пусто, остальные поля, а именно: попе 1 — R AM поле П вЂ” ЛМ» поле Ш вЂ” T< л И могут быть пустыми либо негустыми в зависимости от конкретного смысла посылки °

Соотнесем каждому полю диаграммы

Венна определенное место в четырехбитовом кортеже. г xex3х" 7.

Для первой посылки кортеж будет та<Х Х Х О) Х1 д Х3 (В итоге получаем набор четырехбитовых кодов (0000), (0010), (01007 (0110> (10007, (10107, (1100), (1110),) что соответствует десятичным числам

j 00,, 22,, 44, 6, 8, 10, 12, 14).

Окончательно переводя этот набор в 16-разрядный код (no алгоритму: на -м месте кода, считая справа налево, стоит, "1", если в наборе есть число (a -1) и "0", если его нет ) имеем

0101010101010101.

Аналогично, вторая посылка "Все

Р есть Х " может быть представлена

26

ЗО

$5 диаграммой Венна (сщ. Фиг. 9), на которой поле II, соответствующее RA Й пусто.

Остальные поля: поле 1. — Р М поле 1т! — Т л м поле 1У -7 A " могут быть либо пустимы, либо непустыми в зависимости от конкретного содержания посылки. .Кортеж имеет следующий вид :

C$ О Ц4 ), где. Ъ 74 Ю (0,4 .

В итоге получаем набор четырехбйтовых кодов (00007, (0001), (0010), (0011), (1000), (1001), (10107, (1011) Д что соответствует .набору десятичных чисел .(О, 1, 2, 3, 8, 9, 10, 11 .

Окончательно имеем — 0000111100001111.

Если эти 16-разрядные коды посту пят на выходы блока силлогистического умножения 3 (первый на регистр типа первой посылки 7, а. второй — иа регистр типа второй посылки 7),то на выходе блока 3 появится код

0101010101010101, что соответствует набору десятичных чисел (О, 2, 4, 6, 8, 10, 12, 143 .

Записывая каждое десятичное число четырехраэрядным кодом, имеем следующий набор (0000), (0010), <0100), C0110),1 (1000), (1010), (1100), C 1110) 3.

Анализируя его, замечаем, что кортеж (2, 47 и"еет 2„= О, т.е.

Zа з)

Строим диаграмму Венна (cM. Фиг. 10) и получаем, что поля Я и Т» не имеют общих элементов, т.е. словесно это соответствует:

Ни одно 2 не есть Р.

Это заключение может быть получено предложенной силлогистической машиной, и оно верно. Различных типов по. сылок имеется 2 (мы рассмотрели только два нэ них). Отметим, что словесная формулировка большинства из них 2 типов посылок (в том чиск» ле всех нефундаментальных ) затруднительна, а порой невозможна.

Использование предлагаемого устройства в составе ЭВМ, когда такая формулировка не ;требуется, а важна суть, обладает неоспоримым преимуществом, вследствие возможности установления машиной самых различных взаимоотношений между терминами и построения по двум посылкам, представленным в виде различных уровней напря..;ения, отображающих двоичные

16-разрядные коды, заключения, представленного в том же виде.

В этом случае, входная информация для силлогистической машины шифруется в самой ЭВМ и подается в предложенную машину, минуя блоки 1 и 2.

То же происходит с выходной информацией. Она берется из блока 4 или из

В11245 блока 3. Блок управления и синхронизации 6 в этом случае связаны с. ЭБМ.

Предлагаемая силлогистическая машина является средством автоматизации получения логических следствий, позволяет иметь дело с более широким классом посылок, в том числе с посылками нефундаменталького типа, для которых очень затруцнительно изза неудобства, а иногда и просто невозможности словесной (в естественном языке) формулировки получение соответствующего им типа суждений.

ЗВМ, содержащая предложенную силлогистическую машину в качестве отдельного узла, выполняющую команду построения логического заключения, весьма эффективны при некоторых видах логической обработки массивов информации, хранящихся в базах данных. Связанное с этим повышение. эффективности эквивалентно увеличению выпуска ЭВМ по стране на 1-1,5Ъ без дополнительных затрат.

Другой областью эффективного приме нения являются построение и проверка правильности силлогизмов, проводимые при обучении логике м воспитании умения строить силлогистические умозаключения учащимися, например школьниками, студентами. Это улучшает качество знаний и эффективность преподавания за счет сокращения срока обучения этим навыкам примерно на 305.

Возможен и спраночный вариант использования машины, прн этом время получения справки о правильности того или иного силлогизма сокращается B несколько раз.

Формула изобретения

Силлогистическая машина, содержащая шифраторы типа посылок„ устройство управления, дешифраторы типа заключения, блок отображения, о т л и ч а ю щ а я с я тем, что, с целью расширения функциональных возможностей за счет построения и проверки правильности силлогизмов и автоматического анализа взаимоотношений между терминами и построения по двум посылкам заключения„ она содержит блок силлогистическоro умножения, выходы дешифратора типа заключений соединены ео входами блока отображения, причем блок силлогистического умножения содержит первый и второй регистры типа. посылок, первый.и второй блоки сравнения, семь дешифраторов, первый и второй двоичные счетчики., первую и вторую группы элементов И, два блока матриц элементов И, три двухвходовых элемента И,два коммутатора, элемент ИЛИ-НЕ, четыре элемента ИЛИ

-и регистр типа заключения, причем выходы 1 --го шифратора типа посылок связаны с соответственными входами

1 -го регистра типа посылок, выходы

< -го регистра типа посылок связаны с первой группой входов 1 -го блока сравнения, вторая группа входов которого подключена к выходам > -ro дешифратора, выходы которого связаны с соответствующими выходами s -го двоичного счетчика (= 1,2), управляющий вход первого счетчика соединен с выходом блока управления, а выходы < -ro блока сраннения подключены соответственно к 1 -им входам первого двухвходоного элемента

И, выход которого соединен с первы э ми входами элементов И первой и второй групп и к первым входам g -х дешнфраторов (g =- 3,4,5,б), второй и третий входы третьего дешифратора подключены к вьходам первого и нтоЩ рого элементов И первой группы, второй и третий входы третьего дешифратора подключены к выходам пер— ного и второго элементов И первой группы, второй и третий входы чет— нертого дешифратора соединены с ныходами третьего и четвертого элемен.тов И второй группы, второй и третии входы пятого дешифратора соединены с выходами первого и второго элементов И второй группы, второй и третий входы шестого дешифратора соединены с выходами третьего и чет. вертого элементов И второй группы, выходы третьего и шестого дешифрато-рон подсоединены ко входам первого блока матриц элементон И, выходы четвертого и пятого дешифраторов подключены ко входам второго блока матриц элементов И, первые управляющие выходи первого и второго блока мат4Q риц элементов И подключены к первому и второму входам второго элемента И, вторые управляющие выходы первого и второго блока матриц элементов И подключены к первому и второму входам третьего элемента И, информационные выходы первого блока матриц элементов И связаны со входа.ми первого коммутатора, информационные выходы второго блока матриц элементов И связаны со входами второго коммутатора, а дополнительные выходы

-х дешифраторов подсоединены ко входам элемента ИЛИ-НЕ, причем первый, второй и третий информационные выходы первого и второго блока матриц элементов И соединены с первой группой входов первого элемента ИЛИ, парная группа выходов первого и второго коммутаторов соединена со второй группой входов первого элемента ИЛИ,третий, ® четвертый и пятый выходы первого и второго блока матриц элементов И соединены с парной группой входон второго элемента ИЛИ, вторая группа выходов первого и второго коммутаторов подключены ко второй группа нходон

811245

Фиг. Za второго элемента ИЛИ, второй, пятый, шестой выходы первого и второго блоков матриц элементов И соединены с первой группой входов третьего элемента ИЛИ, третья группа выходов первого и второго коммутаторов соединены со второй группой входов третьего элемента ИЛИ, седьмОй и восьмой выходы первого и второго блока матриц элементов И соединены с первой группой входов четвертого элемента ИЛИ, четвертая группа выходов первого и второго. коммутаторов соединена со Второй группой входов четвертого элемента ИЛИ, выходы первого, второго, третьего и четвертого элемента ИЛИ связаны со входами седьмого дешифратора, выходы которого связаны с первой: группой входов регистра типа заключения, вторая группа входов которого соединена с выходом элемента ИЛИ-НЕ, а второй управляющий выход первого блока матриц элементов И соединен с дополнительными входами первого и второго коммутаторов, выходы второго и третьего элементов И подключены к первому и второму дополнительным входам регистра типа заключения.

Источники информации, принятые во внимание при экспертизе

1. Э. Беркли. Символическая логика и разумные машины, и., "Мир", 1961, 15 стр. 127-135 (прототип).

811245 фиг о фее. 7

Составитель B. Субботин

Редактор Л. Утехина Техред E.Гаврилешко Корректор Е, Рошко

Заказ 503/2 Тираж 745 Подписное

ВНИИПИ Государственного комитета СССР по делам изобретений и открытий

113035, Москва, Ж-35, Раушская наб., д. 4/5

Филиал ППП "Патент", г. Ужгород, ул. Проектная, 4