دعاوی کیفری تصرف عدوانی ورود به ملک دیگری

اختصاصی از سورنا فایل دعاوی کیفری تصرف عدوانی ورود به ملک دیگری دانلود با لینک مستقیم و پر سرعت .

دعاوی کیفری تصرف عدوانی ورود به ملک دیگری

چکیده :

جرم تصرف عدوانی به رغم اهمیتی که دارد و بسیاری از دعاوی کیفری را در دادسراها و دادگاه ها به خود اختصاص داده است ، اما در کتاب ها و مقالات حقوقی به ندرت مورد بحث قرار گرفته است و این در حالی است که مواد قانونی مربوط به آن در قوانین مختلف و از جمله در قانون مجازات اسلامی ابهام های زیادی دارد و نیازمند تجزیه و تحلیل می باشد . کسانی که در عمل ، به عنوان قاضی یا وکیل با این موضوع دست و پنجه نرم می کنند ، به خوبی این مطلب را درمی یابند و رویه قضایی هم کاملاً گویای این سخن است . 

با توجه به این نیاز ، یکی از مباحث مربوط به جرم تصرف عدوانی و ورود به ملک دیگری که همان تفکیک میان مصادیق آن با توجه به سابقه تاریخی و تجزیه و تحلیل مواد قانونی می باشد ، در مقاله حاضر مورد بحث قرار گرفته است تا شاید گامی هرچند کوتاه در حل مشکلات پیرامون این موضوع برداشته شود . 

امروز ، نظر مشهور در بین حقوقدانان آن است که در دعوای تصرف عدوانی ، فقط به سابقه تصرف شاکی و لحوق تصرفات متهم توجه می شود و مالکیت یا عدم مالکیت طرفین دعوا هیچ نقشی ندارد زیرا فلسفه جرم انگاری تصرف عدوانی برقراری نظم در جامعه است و احترام به تصرفات اشخاص ، این نظم را برقرار می سازد . اما این دیدگاه با واقعیت ها و مواد قانونی سازگاری ندارد که در این مقاله هم سعی شده است با عنایت به همه جوانب به این موضوع پرداخته شود . 

واژگان کلیدی : تصرف عدوانی ، ورود به ملک دیگری ، عنف ، قهر و غلبه ، تهدید ، مالکیت . 

مقدمه 

دعاوی تصرف عدوانی شامل دعاوی حقوقی و کیفری است که در سه قانون و به سه شکل کاملاً مجزا پیش بینی شده است . 

ماده 158 تا 177 قانون آئین دادرسی دادگاه های عمومی و انقلاب در امور مدنی 1379 دعاوی حقوقی تصرف عدوانی را شامل می شود که در دادگاه های حقوقی رسیدگی می شود . این دعوا شباهت زیادی با دعوای غصب ( خلع ید ) دارد یعنی دعوایی که از سوی مالک به طرفیت متصرف اقامه می گردد . اما دعوای تصرف عدوانی ، دعوای تصرف سابق است علیه کسی که مال را بدون رضایت وی و به نحو عدوان از تصرف او خارج کرده است . بنابراین در هر دو دعوا خواسته ، خلع ید به معنای عام آن است و مبنای دعوا عدوانی بودن عمل خوانده است و این شباهت سبب گردیده است که در بسیاری موارد میان این دو دعوا اشتباه شود . اما نباید از تفاوت ماهوی این دو دعوا غافل شد زیرا اگرچه تصرف به عنوان مالکیت دلیل مالکیت است

و در دعوای خلع ید به مالکیت در دعوای تصرف عدوانی به تصرف خواهان توجه می شود ولی تصرف در دعوای تصرف عدوانی از آن جهت که اماره تصرف است مورد توجه قرار نمی گیرد بلکه به این دلیل مورد عنایت است که احترام نگذاشتن به تصرفات مردم مورد توجه قرار نمی گیرد بلکه به این دلیل مورد عنایت است که احترام نگذاشتن به تصرفات مردم موجب بی نظمی در جامعه می گردد . بنابراین دادگاه برخلاف دعوای خلع ید به مالکیت توجهی ندارد. 

قانون اصلاح جلوگیری از تصرف عدوانی مصوب 16/12/1352 هم در مورد تصرف عدوانی است که وصف حقوقی دارد اما در دادسراها مورد رسیدگی قرار می گیرد. 

ویژگی بارز این دو نوع دعوای تصرف عدوانی آن است که مرجع رسیدگی کننده صرفاً به سبق تصرفات مدعی و لحوق تصرفات مدعی و لحوق تصرفات مدعی علیه توجه دارد و مالکیت طرفین دعوا تأثیری در قضیه ندارد و نتیجه دعوا نیز اعاده وضع به حال سابق است زیرا نظم جامعه اقتضاء می کند تصرفات هر کسی مورد احترام قرار گیرد . هرچند مبنای این تصرفات مشروع نباشد و هر کس نسبت به تصرفات دیگری ادعایی دارد باید از طریق مراجع قضایی اقدام کند و هر کسی نباید قاضی خویش باشد . 

البته این هدف عالی زمانی مردم را در جامعه به دستگاه قضایی قانع می سازد که اعاده وضع و رفع تجاوز از متجاوز به سرعت انجام شود وگرنه کسی که ملک او مورد تصرف عدوانی قرار گرفته است و سال ها باید در دادسراها و دادگاه ها سرگردان شود تا شاید ملک خود را پس بگیرد تمایلی برای تظلم از طریق مرجع قضایی نخواهد داشت و اگر قدرتی داشته باشد خود دست به کار خواهد شد و این نکته مهمی است که قضات محترم باید مورد عنایت قرار دهند تا دستگاه قضایی متهم با ناتوانی در مقابل متجاوزان نشده و موجب یأس و نا امیدی مردم نگردد . 

یک نوع تصرف عدوانی هم وجود دارد که واجد وصف کیفری می باشد و در مواد 690 تا 693 قانون مجازات اسلامی پیش بینی شده است اما نحوه نگارش این مواد به گونه ای است که تمایز میان دعاوی تصرف عدوانی روشن و واضح نمی باشد و موجب سردرگمی قضات و حقوقدانان گردیده است . 

مقاله حاضر مربوط به تصرف عدوانی کیفری است که البته بحث در مورد همه زوایای آن از حد یک مقاله خارج است بنابراین سعی شده است فقط تفاوت میان جرایم تصرف عدوانی مذکور در مواد فوق و دعاوی مربوط به آنها بررسی شود . 

فنون دیگری برای جمع آوری محصول Partial 15 ص

اختصاصی از سورنا فایل فنون دیگری برای جمع آوری محصول Partial 15 ص دانلود با لینک مستقیم و پر سرعت .

لینک دانلود و خرید پایین توضیحات

فرمت فایل word  و قابل ویرایش و پرینت

تعداد صفحات: 23

فنون دیگری برای جمع آوری محصول Partial

چندین تکنیک دیگر برای اصلاح ساختار درختان CSA معرفی شده است که از کنتورهای 302 برای رسیدن به طرح منظم تر و Lass arebconsuming استفاده می کند. چنین ساختارهای درختی اصلاح شده ممکن است مستلزم تعداد بیشتری از سطوح CSA با تأخیر کلی بیشتر باشد. دو نمونه از این فنون بعداً تشریح می شود. نمونة اول، درختان تأخیر موازنه شده [24] ( همچنین با 19 رجوع شود) را تعیین می کند در حالیکه نمونة دوم، درختان پلکان واژگون را تعیین می کند [15] . شکل 13- 6 ساختار bit – slices را برای دو تکنیک نشان می دهد و آنها را با Wallace tree bit8slice متناظر مقایسه می کند. تمام bit – slices ‍در شکل 13- 6 برای 18 operands است که ممکن است بوسیله الگوریتم بزرگ مضاربه ای پایه تولید شود. در این مورد، 18 مثلث واژگون در شکل 13-6 3و 2 هستند و اعداد روی این کنتورها، تأخیر تجربه شده توسط operands داده را نشان می دهند. بنابر این ع پس از اینکه نتایج 2~ 64 توسط Wallae و درختان پلکان واژگون تولید شدند، درخت متوازن مستلزم ~ AFA است.

توجه کنید که تمام 3 ساختار درختی ، شامل 15 Carries حاصل بیرون رونده و 15 حاصل وارده شونده هستند و هر حامل بیرون رونده در مسیر حامل وارد شوندة خود قرار دارد، برای اینکه با bit – slices مجاور ، متصل شود. حاملان وارد شونده با کنتورهای مختلف (3 و 29 ronted درگیر می شوند، برای اینکه تمام داده ها به یک کنتور قبل یا در زمان لازم معتبر هستند . تنها برای درختان متوازن تمام 15 حامل وارد شوندهه هنگامی که لازم هستند به طور کامل تولید می شوند چون تمام مسیرها متوازن هستند در 2 درخت دیگر، کنتورهایی وجود دارد که تمام حاملان وارد شوند به طور همزمان تولید نشوند. برای مثال، منتور پایینی در درخت پلکان واژگون ، حاملان وارد شونده ای دارد که تأخیرهای مرتبط،44 و54 هستند.

3 ساختار درختی همچنین در تعداد مسیر کشی لازم بین bit – slices مجاور متفاوت هستند، این در عوض بر مساخت طرح اثر می گذارد. درخت Wallae مستلزم 6 مسیر سیم کشی است، پلکان واژگون و درخت متوازن به ترتیب مستلزم 3 و 2 مسیر هستند. به رابطة trabeoff لاینفک بین اندازه و سرعت توجه فرمائید. درخت Wallae، پائین ترین تأخیر کلی را تضمین می کند اما بیشترین تعداد مسیرهای سیم کشی است.

درخت متوازن، از سوی دیگر، مستلزم کمترین تعداد مسیر سیم کشی است اما بیشترین تأخیر کلی را دارد. درختان متوازن و پلکان واژگون ساختار منظمی دارند و می توانند به روش قانونمندی طراحی شوند این به سختی از شکل 13- 6 دیده می شود، اما از شکل 13- 6 که ساختار کامل دو درخت را مانند آن درخت Wallae متناظر نشان می دهد می توان نتیجه گیری کرد. آجرهای ساختمان درختان متوازن و پلکان واژگون، با خطوط منظم و برخی انحرافات آنها می توانند از 1241 و [15] مشخص شوند. در هنگام تعیین طرح نهایی یک درخت SCA، باید دقت شود تا اطمینان حاصل شود که سیم ها، داده ها را به Carry – Save adder با طولی تقریباً مشابه وصل می کنند، در غیر اینصورت مسیرهای متوازن تأخیر دیگر متوازن نخواهند بود.

برای مثال ، یک درخت CSA را برای 27 محصول operands بدست آمده از bit – 53 افزاینده با استفاده از الگوریتم اصلاح شدة پایة Booth 4، یک درخت CSA از کمپرسورهای 2 و 4 نشان داده شده در شکل 15- 6 ساخته می شود و طرح متناظر در شکل 15 – 6 (ب) 1251 نشان داده شده است. توجه کنید که کمپرسور پائینی (13# در وسط قرار دارد، برای اینکه کمپرسورهای 11# و 12# در فاصله نسبتاً مشابهی از آن هستند. کمپرسور 11# در عوض سیم هایی با طول مشابه از 8# و 9# و ... دارد.)

5 - 6 واحد افزودن مضرب ترکیبی (FMA)

یک واحد FMA، ضرب A * B زیر را فوراً بوسیله یک محصول اضافی و operand سوم (C) انجام می دهد برای اینکه محاسبه A * b + C یک عمل واحد و منفرد انجام می گیرد. واضح است که چنین واحدی قادر به انجام ضرب تنها با قرار دادن C=0 و جمع (یا تفریق) تنها با قرار دادن برای مثال B=1 می باشد.

یک واحد FMA می تواند زمان کلی استخراج ضرب زنجیره ای 0 را کاهش دهد وسپس عملیات تفریق را اضافه نماید. یک مثال برای این مورد زمانی که این ضرب و جمع زنجیره ای مفیدند، در ارزیابی چند اسمی an * n + a , -1 * n-1 + … + aa از طریق

‍‍{(GX + an -1) X + an -2} X + … است. از سوی دیگر ، ضرب مستقل و عملیات جمع نمی توانند به موازات هم انجام گیرند.

دانلودمقاله تیم uw برای ساخت نسل دیگری از کامپیوتر کوآنتومی

اختصاصی از سورنا فایل دانلودمقاله تیم uw برای ساخت نسل دیگری از کامپیوتر کوآنتومی دانلود با لینک مستقیم و پر سرعت .

یک کامپیوتر کوآنتومی در حال کار می بایست آنقدر قدرتمند باشد که بتواند پاره ای از مشکلات را عرض ثانیه هایی حل نماید . که سریع ترین ابر کامپیوتر موجود ، میلیونها سال طول می کشد تا کامل شود .
برای جستجوی این قدرت محاسبه مقدس ، یک تیم منظم از محققان مهندس و فیزیک در دانشگاه برای به کارگیری نقطه های کوآنتومی ژرمانیوم سیلیکن در ساخت پایه و اساس نسل جدید کامپیوترها ، برنامه ریزی نمودند .
مرکز تحقیقات ارتش آمریکا ، از جنبة رقابتی بیش از 30 زیر مجموعه را برای سرمایه گذاری توسط محققان uw مدیسون انتخاب کرد که با صرف 3 سال و اعطای 5/1 میلیون به این محققان ، ابزار و توانایی منحصر به فرد خود را در جهت پیشرفت یک دروازة کوآنتومی نیمه هادی اصلی یا کیوبیت با هم متحد نماید .
در مرکز دنیای اتمی غیر قابل رؤیت محاسبة کوآنتومی ، نقطة کوآنتومی وجود دارد ، یک جعبه ، به جرم نانومتر که تعداد مشخصی از الکترونها را نگه می دارد
عدد می تواند با تغییر میدان الکتریکی نزدیک نقطه ماهرانه به کار برده شود . یک کامپیوتر کوآنتومی می بایست این نقاط را به کارگیرد تا برتری یک پدیدة کوآنتومی شناخته شده در جایگاه فوق العاده را به دست آورد به عنوان مثال یک الکترون می بایست حالت چرخش خود را در هر دو طرف بالا و پایین را در یک زمان حفظ نماید .
در جایی که کامپیوتری ( کلاسیک ) حالت بالا و پایین را به کار می برد تابیتهای اطلاعاتی را به صورت 0 و 1 یعنی کدهای دوتایی نشان دهد ، یک کامپیوتر کوآنتومی جایگاه عالی را تحت عنوان کیوبیتها به کار می برد با جایگاه عالی ، یک کیوبیت ، قبل از اندازه گیری نه به حالت 0 و نه 1 می باشد ، بلکه توأماً به عنوان هر دو مورد یعنی 0 و 1 وجود دارد . حالت جفت جفت ، در مرحلة ارتباط نزدیک به هم گره خورده اند .
تعیین بالا یا پایین حالت چرخش یک ذره بر حالت ذرة جفتی اش تأثیر می گذارد .
شگفت انگیزتر این است که ذره های به هم گره خورده ارتباطشان به حافظه سپرده می شود و اینکه فاصلة بین آنها چقدر است . مسئلة مهمی نیست ، چیزی که انیشتین آنرا در یک بعد عملی وحشت انگیز می خواند .
همة این مطالب همراه هم به این معناست که کامپیوترکوانتومی می توانست به صورتی گسترده محاسبات همسان را انجام دهد . تیم uw مدیسون شامل پروفسورهای فیزیک یعنی مارک اریکسون وBob Joynt ، Erwinw . Mueller ، Max hagally Bascom پروفسور علم ظاهر ، DanVander مهندسی کامپیوتر و الکترونیک همچنین محقق فوق دکترا ، mark Fresen ، تئوری فیزیک و دانشمند عضو Don Savage و دانشجوی فارغ التحصیل شده از رشتة افزایش مواد : Paul Rugheimer ، در ارائة طرح دخالت داشتند .
تیم تحقیق تئوری فیزیکی مدرن سیلیکون ژرمانیوم ، موادی که دارای ساختار ناهمگون دارند ، دمای پایین و اندازه گیری فرکانس بالا را با هم ترکیب خواهند نمود تا المان مقهور کننده ای از یک کامپیوتر کوآنتومی را بسازند که حالت جامد دروازه منطقی Not کنترل شده نامیده می شود .
ساختن این بخش به خودی خود یک دستاورد می باشد . اما روش تیم این است که این یک موقعیت تازه به دست آمده می باشد . یک کامپیوتر کوآنتومی مفید احتیاج به زنجیره ای از هزاران کیو بیت خواهد داشت . سایر روشها کیوبیتها را طوری شکل داده است که در انعکاس مغناطیسی هسته به کار رود و به وسیلة اتمهای تک ساز خلأ شکل گرفته این اتمها با عدم توانایی پیوستگی با تعداد زیاد کیوبیتها محدود شده اند .
روند تیم uw مدیسون طوری بود که علم جدید و تکنولوژی موجود را همانند تکنولوژی نیمه هادی اکسید فلز مکمل به کار برد (CMOS) این بدان معناست که اگر یک کیوبیت ساخته شود ، احتمالاً این روند می توانست برای ساختن و چسبیدن هزاران کیوبیت مقیاس بندی شود .
محققان پیش بینی کردند که موفقیت آنها می توانست در اولین کامپیوتر کوآنتومی مفید طی 10 تا 30 سال نتیجه دهد .
تیم تحقیق تا به حال روش خود را برای مرکز تحقیقاتی آلو مینی و سکانسین ، برای در نظر گرفتن یک حق انحصاری اختراع آشکار کرده است . بنا به گفتة اریکسون این چیزی است بسیار هیجان انگیز . در اینجا در حال ساخت انواع جدیدی از نقطة کوآنتومی هستیم که قبلاً ساخته نشده و اگر ما بتوانیم آنرا با موفقیت بسازیم ، جامعة تکنیکی باید قادر به دویدن همراه آن باشد .
- تیم موفقیت خود را در بردن کمک هزینة رقابتی ، به روش نو ظهورش نسبت می دهد . روش بی نظیر ترکیب توانایی های عقلی و امکانات خاص که در محوطة مرکز uw مدیسون یافت می شد . در حالی که ممکن بود تلاشهای تحقیقی مرتبط با تئوری افزایش مواد ، یا آزمایش به تنهایی تأکید داشته باشد . تیم uw مستقر شده تا روش جدید را با نتایج موجود و تئوری به یک نتیجة کاری ، ترکیب نماید.
طبق گفتة لاگالی پروفسور علم مواد و مهندسی «این تیم ، تیمی غیر معمول ، قوی و یاری رساننده بوده که به خوبی از ابتدا از عهدة کارها برآمده .»
لاگالی می گوید این نتیجة تلاش مرکز مهندسی و علمی تحقیقی مواد می باشد که توسط تام کوئچ اداره می شود (MRSEC) این حقیقت که ما این همکاری بی نظیر را در مواد و علوم فیزیکی داریم ، ما را در مرحلة خلاقیت فاز نانو موفق گردانده است ون در وید ، واریکسون در میان اولین دسته به کارگیری خلاقیت مدیسون ، همکاری عمومی برای بهبودی تحقیق تدریس و به نتجیه رسیدن توسط uw مدیسون بودند . لاگالی می گوید : به کارگیری فاز نانو به ما اجازه می دهد که آیندة محاسبات را دگرگون سازیم .

رجیستر حافظه کوانتومی :
تاکنون دو حالت از سیستم کوانتومی را بررسی نموده ایم ، بخصوص ذرة با اسپین) (- را . هر چند سیستم کوانتومی به هیچ طریق مستلزم سیستم دو حالتی نمی شود . اکثر مباحث فوق برای یک سیستم کوانتومی دو حالتی ، برای یک سیستم کوانتومی n حالتی نیز قابل اجرا است .
دریک سیستم n حالتی فضای هیلبرت ، دارای ، کاهش مستقیم n می باشد که حالتهای ممکن را که سیستم می تواند در آن اندازه گیری شود را نشان می دهد . از آنجائیکه با سیستم دو حالتی ، هنگامیکه سیستم کوانتومی n حالتی را اندازه گیری می کند ، همیشه آنرا یکی از n حالت خواهیم یافت و نه وضعیت فوق العادة n حالت . گر چه هنوز اندازه گیری نشده ، سیستم اجازه می دهد تا در هر وضعیت فوق العادی از n حالت وجود داشته باشد .
از جنبة ریاضی گر دو حالت سیستم کوانتومی با کاهش هماهنگ x1 و x0 ، به این صورت توصیف شوند :

پس سیستم کوانتومی n حالت با کاهش هماهنگ x n-1 و ... وx1 و x0 به صورت زیر توصیف می شود :

در کل ، سیستم کوانتومی با n حالت اساسی را می توان ، به وسیلة n عدد مختلط w0 تا wn-1 نشان داد . وقتی این کار انجام شد ، می توان نوشت :
و جایی آن قابل فهم است که wk اشاره دارد به فاکتور اضافی مختلط برای k امین eigenstate ، و با بکارگیری این اطلاعات می توانیم رجیستر حافظة کوانتومی را بدون در نظر گرفتن کیوبیتها که در قسمت قبل شرح داده شد ، را بنا کنیم . می توانیم هر عددی از n را بر اساس ظرفیت کیو بیتها در رجیستر حافظة کامپیوتر کوانتومی ذخیره کنیم ، همانظور که این عمل را براساس ظرفیت بیتهای مربوط به کامپیوتر کلاسیک انجام می دادیم . حالت رجیستر کوانتومی با n حالت ، به وسیلة فرمول بالا بدست می آید . توجه داشته باشید که در کل رجیستر کوانتومی شامل n کیو بیت ، نیاز به مجموعه اعداد 2n دارد که تا حالت خود را کاملاً شرح دهد . در رجیستر n کیوبیتی می تواند در یکی از حالتهای 2n اندازه گیری شود و هر حالت احتیاج به یک مجموعه عدد دارد تا طرح حالت کلی را نشان دهد . برعکس یک رجیستر کلاسیک که شامل n بیت می باشد فقط احتیاج به n عدد صحیح دارد تا کاملاً حالت خود را شرح دهد . این بدان معناست که در یک رجیستر کوانتومی می توان میزان مشخصی از اطلاعات را ذخیره کرد . در اینجا اولین مواردی که یک کامپیوتر کوانتومی می تواند بسیار قدرتمند تر از کامپیوتر کلاسیک باشد را می بینیم . خاطر نشان می کنیم که طبق مذاکرات ما ، مسائلی را که می توان در زمان ‍Polynomial حل نمود تا حدی حل شدنی می باشند و آن دسته از مسائلی را که می توان در زمان exponetial ( تفسیری) حل نمود تا حدی حل نشدنی می باشند . اگر یک کامپیوتر کوانتومی واقعاً قدرتمند تر از یک کامپیوتر کلاسیک باشد ، بنابراین بیشتر مشکلات حل نشدنی ، ممکن است حل شدنی شوند . این قسمت ، یک قسمت بزرگ از حرکت برای ادامة تحقیق در مورد محاسبات کوانتومی می باشد .

آغاز برای شماش به روش اغماض از خطا :
فرض کنید کامپیوتر کوانتوم شلوغی داریم و میخواهیم یک شمارش طولانی را اجرا کنیم . مثلاً با استفاده از کدی 7 کیو بیتی می توانیم اطلاعات را رمز نویسی کنیم و شمارش را به روش اغماض از خطا اجرا کنیم . کد 7 کوبیتی خطای مطلق تک واحدی را اصلاح می کند ، پس برای شمارش ، اکنون باید دو خطا در زمان مابین مراحل اصلاح اتفاق افتد. اگر درجه خطای اصلی هر مرحله P باشد ، برای مقدار ثابت C ، درجة خطای مؤثر cp2 است . قبلاً می توانستیم عملکردهایی در حدود ( cp2) / 1 را انجام دهیم ، این می تواند 1 بیت بیشتر باشد . مقدار ثابت C بستگی به این دارد که چند عملکرد در این اصلاح خطاها اجرا کنیم و اینکه چند عملکرد برای انجام هر تصحیح خطایی نیاز است . ( از آنجائیکه خطاهای جدید ، مادامیکه در تلاش باشیم تا قبلی ها را درست کنیم ، می تواند به وقوع بپیوندد ) .
امّا فرض کنید که ما می خواهیم محاسبة بزرگتری انجام دهیم . چه چیزهایی در اختیار داریم ؟ می توانیم از کدی متفاوت استفاده کنیم . اگر چه کد ممکن است مستلزم تلاش بیشتری برای تصحیح غلطها باشد ، با این فرض ، حتی اگر خطاهای بیشتری را هم اصلاح کند ، ممکن است نتیجة مطلوبی بدست ندهد . یک شیوة بهتر ، رمزدار کردن اطلاعات ثانویه با استفاده از کد هفت کوبیتی است . و حالا هر کد بیت منطقی در کامپیوتر با استفاده از 49 کو بیت فیزیکی رمزدار می شود .

فرمت این مقاله به صورت Word و با قابلیت ویرایش میباشد

تعداد صفحات این مقاله 60   صفحه

پس از پرداخت ، میتوانید مقاله را به صورت انلاین دانلود کنید

دانلودمقاله فنون دیگری برای جمع آوری محصول Partial

اختصاصی از سورنا فایل دانلودمقاله فنون دیگری برای جمع آوری محصول Partial دانلود با لینک مستقیم و پر سرعت .

چندین تکنیک دیگر برای اصلاح ساختار درختان CSA معرفی شده است که از کنتورهای 302 برای رسیدن به طرح منظم تر و Lass arebconsuming استفاده می کند. چنین ساختارهای درختی اصلاح شده ممکن است مستلزم تعداد بیشتری از سطوح CSA با تأخیر کلی بیشتر باشد. دو نمونه از این فنون بعداً تشریح می شود. نمونة اول، درختان تأخیر موازنه شده [24] ( همچنین با 19 رجوع شود) را تعیین می کند در حالیکه نمونة دوم، درختان پلکان واژگون را تعیین می کند [15] . شکل 13- 6 ساختار bit – slices را برای دو تکنیک نشان می دهد و آنها را با Wallace tree bit8slice متناظر مقایسه می کند. تمام bit – slices ‍در شکل 13- 6 برای 18 operands است که ممکن است بوسیله الگوریتم بزرگ مضاربه ای پایه تولید شود. در این مورد، 18 مثلث واژگون در شکل 13-6 3و 2 هستند و اعداد روی این کنتورها، تأخیر تجربه شده توسط operands داده را نشان می دهند. بنابر این ع پس از اینکه نتایج 2~ 64 توسط Wallae و درختان پلکان واژگون تولید شدند، درخت متوازن مستلزم ~ AFA است.
توجه کنید که تمام 3 ساختار درختی ، شامل 15 Carries حاصل بیرون رونده و 15 حاصل وارده شونده هستند و هر حامل بیرون رونده در مسیر حامل وارد شوندة خود قرار دارد، برای اینکه با bit – slices مجاور ، متصل شود. حاملان وارد شونده با کنتورهای مختلف (3 و 29 ronted درگیر می شوند، برای اینکه تمام داده ها به یک کنتور قبل یا در زمان لازم معتبر هستند . تنها برای درختان متوازن تمام 15 حامل وارد شوندهه هنگامی که لازم هستند به طور کامل تولید می شوند چون تمام مسیرها متوازن هستند در 2 درخت دیگر، کنتورهایی وجود دارد که تمام حاملان وارد شوند به طور همزمان تولید نشوند. برای مثال، منتور پایینی در درخت پلکان واژگون ، حاملان وارد شونده ای دارد که تأخیرهای مرتبط،44 و54 هستند.
3 ساختار درختی همچنین در تعداد مسیر کشی لازم بین bit – slices مجاور متفاوت هستند، این در عوض بر مساخت طرح اثر می گذارد. درخت Wallae مستلزم 6 مسیر سیم کشی است، پلکان واژگون و درخت متوازن به ترتیب مستلزم 3 و 2 مسیر هستند. به رابطة trabeoff لاینفک بین اندازه و سرعت توجه فرمائید. درخت Wallae، پائین ترین تأخیر کلی را تضمین می کند اما بیشترین تعداد مسیرهای سیم کشی است.
درخت متوازن، از سوی دیگر، مستلزم کمترین تعداد مسیر سیم کشی است اما بیشترین تأخیر کلی را دارد. درختان متوازن و پلکان واژگون ساختار منظمی دارند و می توانند به روش قانونمندی طراحی شوند این به سختی از شکل 13- 6 دیده می شود، اما از شکل 13- 6 که ساختار کامل دو درخت را مانند آن درخت Wallae متناظر نشان می دهد می توان نتیجه گیری کرد. آجرهای ساختمان درختان متوازن و پلکان واژگون، با خطوط منظم و برخی انحرافات آنها می توانند از 1241 و [15] مشخص شوند. در هنگام تعیین طرح نهایی یک درخت SCA، باید دقت شود تا اطمینان حاصل شود که سیم ها، داده ها را به Carry – Save adder با طولی تقریباً مشابه وصل می کنند، در غیر اینصورت مسیرهای متوازن تأخیر دیگر متوازن نخواهند بود.
برای مثال ، یک درخت CSA را برای 27 محصول operands بدست آمده از bit – 53 افزاینده با استفاده از الگوریتم اصلاح شدة پایة Booth 4، یک درخت CSA از کمپرسورهای 2 و 4 نشان داده شده در شکل 15- 6 ساخته می شود و طرح متناظر در شکل 15 – 6 (ب) 1251 نشان داده شده است. توجه کنید که کمپرسور پائینی (13# در وسط قرار دارد، برای اینکه کمپرسورهای 11# و 12# در فاصله نسبتاً مشابهی از آن هستند. کمپرسور 11# در عوض سیم هایی با طول مشابه از 8# و 9# و ... دارد.)
• 5 - 6 واحد افزودن مضرب ترکیبی (FMA)
یک واحد FMA، ضرب A * B زیر را فوراً بوسیله یک محصول اضافی و operand سوم (C) انجام می دهد برای اینکه محاسبه A * b + C یک عمل واحد و منفرد انجام می گیرد. واضح است که چنین واحدی قادر به انجام ضرب تنها با قرار دادن C=0 و جمع (یا تفریق) تنها با قرار دادن برای مثال B=1 می باشد.
یک واحد FMA می تواند زمان کلی استخراج ضرب زنجیره ای 0 را کاهش دهد وسپس عملیات تفریق را اضافه نماید. یک مثال برای این مورد زمانی که این ضرب و جمع زنجیره ای مفیدند، در ارزیابی چند اسمی an * n + a , -1 * n-1 + … + aa از طریق
‍‍{(GX + an -1) X + an -2} X + … است. از سوی دیگر ، ضرب مستقل و عملیات جمع نمی توانند به موازات هم انجام گیرند.
مزیت دیگر یک واحد FMA در مقایسه با افزاینده و جمع کنندة مجزا، زمان اجرای عملیات نقطة شناور است، چون گرد کردن تنها یکبار برای نتیجه A * B + C انجام می گیرید نه دوبار (ضرب وسپس برای جمع). چون گرد کردن ممکن است خطا های محاسبه را نشان دهد، کاهش تعداد گرد کردن ها ممکن است اثر مثبتی بر خطای کلی داشته باشد. در طرح گزارش شده در 1141، این صحت اضافی زمانی مفید بود که به طور صحیحی خارج قسمت را در تقسیم بر الگوریتم متناوب گرد کند. (رجوع شود به بخش 2 – 8).
شکل 16- 6 اجرای یک واحد FMA را برای محاسبات نقطة شناور نشان می دهد. در اینجا C , B , A قابل توجه هستند در حالیکهE c ,Eg , Eaبه ترکیب نمونه های operands هستند درخت CSA تمام محصولات نسبی را تولید می کند و جمع آوری Carry – Save را برای تولید 2 نتیجه ای که سپس با operand مرتب شدة C به طور صحیح جمع می شود. جمع کنندة 3 operands را می پذیرد و بنابر این، ابتدا باید آنها را به 2 (با استفاده از کنتورهای 2 و 3) کاهش دهد و سپس افزایش حمل – تکثیر را انجام می دهد. مراحل طرح و نرمال سازی و گرد کردن سپس انجام می گیرند. طرح نشان داده شده در شکل 16- 6 ، 2 تکنیک را برای کاهش زمان اجرای کلی بکار می برد. ابتدا، مدار مهم پیش بینی کنندة صفر، از تکثیر استفاده می کند و علائم تولید شده توسط adder را برای پیش بینی نوع تغییری که در مرحله پس از نرمال سازی مورد نیاز است، تولید کند. این مدار به موازات خود جمع عمل می کند برای اینکه تأخیر مرحلة نرمال سازی کوتاه تر است. ثانیاًو مهمتر اینکه ، مرتب کردن C برجسته در Ea + Eg – Ec به موازات ضرب A و B انجام می گیرد. به طور معمول، یک جمع نقطة شناور، ما اهمیت operand کوچک تر را مرتب می کنیم. این دلالت دارد بر اینکه اگر محصول AXBکوچکتر از C باشد. باید محصول را پس از تولید، تغییر دهیم و تأخیر اضافی را نشان دهیم. ترجیح می دهیم همیشه C را مرتب کنیم حتی اگر بزرگتر از AXB باشد، تا تغییر به موازات ضرب باشد. برای رسیدن به این ، باید اجازه دهیم که C به راست یا چپ تغییر کند (مسیری که به ترتیب با مثبت یا منفی بودن نتیجة Ea + EB – Ec دیکته می شود). اگر اجازه بدهیم C به چپ تغییر کند باید عدد کلی Bits در adder افزایش یابد. برای مثال ، اگر تمام operands، اعداد نقطة شناور در قالب طولانی IEEE هستند، ترتیب ممکن C در رابطه با محصول AXB به صورت زیر نشان داده می شود.
این ترتیب برای 53 – 2 EA + EB – EC 2 53 است. اگر 54 2 EA + Eg – EC باشد، بیت های C بیشتر به راست تغییر کرده اند، جایگزین بیت چسبنده می شود و اگر 54-5 EA + ED – EC باشد تمام بیت های A * B جایگزین یک بیت چسبنده می گردند. بنابر این penaity جریمة کلیع 50 درصد افزایش در پهنای adder می باشد که در عوض، زمان اجرای adder را افزایش خواهد داد. به هر حال توجه کنید که 53 بیت بالای adderتنها لازم است قادر به افزایش محتویات اصلی 53 بیت باشد (اگر یک Carry از106 بیت پائینی تکثیر یابد).
مسیر از محصول مدار گردشی در شکل 16 – 6 به مضرب در سمت راست زمانی بکار می رود که محاسبه ای نظیر (xy + z) + AXB انجام می شود. مسیر از محصول مدار نرمال سازی به مضرب سمت چپ زمانی بکار می رود که محاسباه ای نظیر (X * Y + Z) + C انجام می شود. در این مورد مرحلة گرد کردن برای (A * B + C) در زمانی مشابه با ضرب در D با افزودن محصول نسبی 1nn * D به درخت CSA انجام می گیرد.
• 6 – 6 تنظیم مضرب ها
در عمل اساسی (تولید محصولات نسبی و جمع) ممکن است ظاهر شوند. در این روش، از افراطب overhead که بخاطر کنترل های جداگانة این دو عمل است جلوگیری می کنیم و بنابر این سرعت ضرب را بالا می بریم. این مضرب ها که شامل سلولهای یکسانی است که قارد به تشکیل یک محصول نسبی جدید و افزودن آن به محصول نسبی جمع شده از قبل می باشد، مضرب های کناری نامیده می شوند. واضح است که هر سودی در سرعت، به هزینه سخت افزار اضافی بدست می آید. ویژگی مهم دیگر تنظیم مضرب ها این است که آنها می توانند برای حمایت سرعت بالای لوله کشی بکار روند. برای نشان دادن عمل تنظیم یک مضرب، متوازی الاضلاع 5 * 5 نشان داده شده در شکل 17- 6 را آزمایش می کنیم که شامل 25 بیت محصول نسبی به شکل a4 . xjاست که به طور صحیحی مرتب شده است. یک استنباط مستقیم از تنظیم مضرب، دو محصول نسبی نخست را پس از تنظیم صحیح جمع می کند. نتایج ردیف اول سپس با ad .xz به صورت aD .xz ... و 22 در ردیف دوم جمع می شود و .... سلول اصلی برای هر تنظیم مضرب، یک FA مورد قبول یکی از محصولات نسبی جدید (ai . xi) ، یک بیت از محصول نسبی از قبل جمع شده و یک carry – in – bit است. یک نمودار block از یک تنظیم 5*5 برای اعداد بدون علامت، در شکل 18 – 6 ترسیم شده است. در 4 ردیف اول ، هیچ تکثیر افقی carry وجود ندارد. به عبارت دیگر، یک نوع افزایش carry – save در این ردیف ها انجام می گیرد و محصول سبی جمع شده شامل جمع متوسط و بیت های carry است.
تنها در ردیف آخر ، تکثیر افقی carry مجاز است. ردیف آخر سلولها در شکل یک ripple carry – adder است که می تواند با یک two – operand adder سریع جایگزین شود (اگر زمان اجرای کلی مطلوب باشد) تنظیم مضرب در شکل 16 – 6 باید برای ضرب اعداد علامت دار در دو تکمیل عدد نویسی اصلاح شود، چون بیت های محصولی نظیر a4 .xo و ao . x4 ، وزن منفی دارند و باید کسر شوند نهجمع . یک روش برای کنترل صحیح 8 بیت محصول نسبی وزن شدة منفی در یک ضرب 5*5 بیتی، در شکل 19- 6 ترسیم شده است. بیت ها با وزن منفی. با یک دایرة کوچک به جای یک فلش، نشان داده می شوند. این بیت ها باید بجای جمع ، کسر شوند. سلولهای با3 محصول مثبت معمولاً FAS هستند و در شکل با I نشان داده می شوند. سلولهای با یک دادة منفی واحد و دو دادة مثبت ، با II نشان داده می شوند. مجموع 3 داده از یک سلول نوع II می تواند از 1- تا 2 متغیر باشد. این مستلزم این است که محصول دیجیتالی C ، وزنی معادل با 2+ داشته باشد و محصول عمودی S وزن 1- داشته باشد. عمل جبری یک سلول نوع II به وسیلة معادله با تمام داده های منفی نشان داده شده با I در شکل 23- 6 تشریح می شود و به طور منفی وزن C و محصولات S را می گیرد. این سلول اعداد1- را در داده هایش می شمرد و این عد را از طریق محصولات C و S نشان می دهد. عمل منطقی آن مانند سلول نوع I است و بنابر این، اجراهای gate ورودی آنها یکسان است. این ، تشریح کنندة دلیل علامت گذاری آنها به صورت I , I است . همچنین اجراهای ورودی سلولهای نوع II و II یکسان هستند. شیوة دیگر برای طرح یک ضرب منظم برای 2 مؤلفة operands، استفاده از الگوریتم Booth است. یک مضرب طبق این الگوریتم شامل n ردیف از سلولهای اصلی است که n ، تعداد بیت های مضرب است. هر ردیف قارد به جمع یا کسر مضربهای مرتب شدة صحیح به محصول نسبی جمع شدة قبلی است. سلولها در ردیف C ، جمع یا کسر یا تنها تبدیل را بسته به تعداد xi و بیت مرجع مناسب انجام می دهند. این مضرب در شکل 20 – 6 برای operands 4 بیت داده شده است. سلول اصلی در این مضربع یک مدار کنترل شدة جمع / کسر / تبدیل است که در شکل 20 - 6 الف) ترسیم شده است [12] . علامت های D , H علامت های کنترل نشان دهندة نوع عمل برای اجرا توسط ردیف متناظر سلولهای CASS است. اگر H ، صفر باشد هیچ جبری انجام نمی گیرد و بنابر این بیت محصول نسبی جدید که توسط Pwt نشان داده شده است برابر با بیت قبلی است.

فرمت این مقاله به صورت Word و با قابلیت ویرایش میباشد

تعداد صفحات این مقاله  15  صفحه

پس از پرداخت ، میتوانید مقاله را به صورت انلاین دانلود کنید