[CS@TUK] Questions and Answers - Recent questions and answers in # Study-Organisation (Bachelor)

Answered: Kurz eine Frage über May-Used-Variablen im AK WS23/24

Sat, 27 Jul 2024 10:14:48 +0000

Ich habe die Frage nicht wirklich nachvollziehen können, aber die Gleichungen in der Musterlösung stimmten nicht und wurden nun korrigiert.

Answered: Eine Frage über Pip. füllen

Sat, 27 Jul 2024 09:22:24 +0000

Die Frage ist natürlich sehr berechtigt. Ursprünglich ging es bei dieser Fragestellung eher um die Zahl der eingefügten NOP-Operationen, da diese aber in einer Schleife ausgeführt werden, ist es besser nach der Zeit für die Ausführung zu fragen. Betrachtet man Pipelines gehört aber auch das Füllen bzw. Leeren der Pipeline dazu, so dass zu der Zahl der ausgeführten Befehle noch die Länge der Pipeline minus 1 hinzukommt. Beide Lösungen werden hier als korrekt angesehen, da es primär um die Zahl der ausgeführten NOP-Anweisungen geht. Die wirkliche Zahl der Takte muss aber schon auch noch das Füllen bzw. Leeren der Pipeline berücksichtigen. Die Korrektur ist hier aber großzügig.

Answered: ich habe erfolglos versucht, es zu vestehen. kann ich bitte geholfen werden?

Mon, 24 Jun 2024 15:09:37 +0000

Die Tabelle stellt den Verlauf des Caches nach den angegebenen Lade/Speicherbefehlen dar. Links oben finden Sie den Ladebefehl L(0), d.h. man lädt zunächst Adresse 0 in den Cache. Diese befindet sich zusammen mit Adresse 1 im Block 0 des Hauptspeichers und daher wird dieser Block in Block 0 des Caches geladen. Der Vorgang ergab dabei einen Cache-Miss (M).

Danach wird Adresse 15 geladen, d.h. L(15) wird ausgeführt. Die Adresse 15 befindet sich zusammen mit der Adresse 14 in im Block 7, so dass dieser Block geladen wird. Block 7 des Hauptspeichers wird in Block 3 des Caches geladen.

Danach wird ein Wert in Adresse 16 gespeichert, d.h. S(16) wird ausgeführt. Die Adresse 16 befindet sich zusammen mit der Adresse 17 in im Block 8, so dass dieser Block in Block 0 des Caches geladen wird und dabei wird der dort vorhandene Block 0 des Hauptspeichers verdrängt.

Nachfrage zu Aufgabe 2b | Sheet 7 | RoSy

Thu, 21 Mar 2024 11:50:48 +0000

FEHLER WURDE GEFUNDEN - Frage ist damit irrelevant.

Eine Frage zur Aufgabe 2b auf Sheet 7.

Ich habe folgende Constraints erhalten:

E -> TA yields Follow(E) ⊆ Follow(A)
A -> +TA yields (First(A)\{ε}) ⊆ Follow(T)
A -> ε yields nothing
T -> FB yields Follow(T) ⊆ Follow(B)
B -> *FB yields (First(B)\{ε}) ⊆ Follow(F)
F -> (E) yields (First(")")\{ε}) ⊆ Follow(E)
F -> n yields Follow(F) ⊆ Follow(n) irrelevant??
F -> v yields Follow(F) ⊆ Follow(v) irrelevant??

Dadurch folgt das Gleichungssystem:

Follow(E) = {$) ∪ (First(")")\{ε}) = {$} ∪ {)} = {$,)}
Follow(A) = Follow(E)
Follow(T) = First(A)\{ε} = {+}
Follow(B) = Follow(T)
Follow(F) = First(B)\{ε} = {*}

Wenn ich dieses nun aber auflöse, so erhalte ich doch lediglich folgendes Follow-Set:

Follow(E) = {$,)}
Follow(A) = {$,)}
Follow(T) = {+}
Follow(B) = {+}
Follow(F) = {*}

Laut Lösung fehlen bei Follow(T, B & F) jedoch erstmal das $-Zeichen - woher kommt dieses? Und außerdem fehlt bei allen ')' - woher kommt dieses? Und bei Follow(F) fehlt noch das "+" - wie entsteht dieses nach dem Gleichungssystem oben?

-------------------------------------

Anmerkung: Der Fehler wurde gefunden, ich habe vergessen die verschiedenen Formeln in Betracht zu ziehen, und nicht auch mehrere für die gleiche Ableitung. (Folie 152)

Answered: Nachfrage zu Aufgabe 1d | Sheet 7 | RoSy

Wed, 20 Mar 2024 11:44:28 +0000

Bei der Aufgabe 1d darf man nur Kettenproduktionen für die Erreichbarkeit betrachten (während in der Aufgabe 1e die Erreichbarkeit allgemein betrachtet wird). Daher darf man die Regel E->B+H nicht verwenden hat nur die folgenden Ableitungen mit Kettenproduktionen:

    A -> C -> D -> H
    A -> C -> G
    C -> D -> H
    C -> G
    E -> F -> B

Answered: Reduces in Aktionstabellen

Mon, 18 Mar 2024 16:48:25 +0000

Schauen Sie sich dazu die Folie 181 für einen LR(0) Parser an. Dort sehen Sie folgendes

Shift-Aktion: Wenn ein Zustand qi eine Regel A->α.aβ mit einem Terminalzeichen a enthält, dann führt der Parser eine Shift-Aktion aus und geht in den Folgezustand gemäß dem Automaten über.
Accept-Aktion: Wenn ein Zustand qi die Regel S′ → S. enthält und die Eingabe leer ist, wird die Eingabe akzeptiert.
Reduce-Aktion: Wenn qi eine "vollständige Regel" B → γ. enhält, dann führt der Parser eine Reduktion mit der Regel B → γ aus. Dazu wird vom Stack das Wort γ, welches sich oben auf dem Stack befindet, mit allen darin enthaltenen Zuständen entfernt und vom darunter liegenden Zustand wird dann B gelesen und ein Folgezustand gemäß dem Automaten erreicht.

Die Tabelle wird nun wie oben beschrieben definiert. Leider gibt es einige Grammatiken, die nicht die LR(0)-Eigenschaft haben, die man aber dennoch einfach in Griff bekommt, wenn sie die SLR(1)-Eigenschaft haben. Diese wird auf Folie 184 erklärt und verfeinert die Reduce-Aktionen so, dass zusätzlich verlangt wird, dass der nächste Buchstabe im Eingabwort in Follow(B) liegen muss. Ich denke, dass die Folie 184 die Antwort auf Ihre Frage liefert!

Schauen wir nun den Automaten aus der Klausur 30.03.2021 an:

Wir finden folgende vollständige Regeln (also mit Punkt am Ende):

A' -> A. in state1
A -> aB. in state3
B -> a. in state4
B -> bAB. in state7

Bei einem LR(0)-Parser würden diese Reduce-Aktionen in den jeweiligen Zuständen ausgeführt werden, bei einem SLR(1)-Parser jedoch nur, wenn das nächste Eingabezeichen in Follow(A) bzw. Follow(B) liegt.

Da wir in diesem Beispiel Follow(A) = Follow(B) = {$,a,b} haben, werden diese Reduce-Aktionen also nur für die nächsten Eingaben $,a,b ausgeführt. Da dieser Automat aber ohnehin die LR(0)-Eigenschaft hat, wäre es nicht schlimm, diese Aktionen grundsätzlich (also für alle Eingaben) in diesen Zuständen auszuführen, da sie keine Shift/Reduce-Konflikte provozieren würden.

Schauen wir nun aber die Klausur vom 23.07.2021 an: Hier haben wir folgende Grammatik:

    S->Ab|bS
    A->aA|a

für die der folgende Automat generiert wird:

Wir finden folgende vollständige Regeln (also mit Punkt am Ende):

S' -> S. in state2
A -> a. in state3
S -> Ab. in state5
A -> aA. in state6
S -> bS. in state7

Diese Grammatik hat nicht die LR(0)-Eigenschaft, da wir im Zustand state3 sowohl mit A -> a. reduzieren könnten als auch "a" schieben könnten.

Aber die Grammatik hat die SLR(1)-Eigenschaft, denn wir haben Follow(S) = {$} und Follow(A) = {b}. Also wird in Zustand state3 nur dann mit A -> a reduziert, wenn die nächste Eingabe b ist, während bei Eingabe a geschoben wird. Entsprechend sind die anderen Aktionen definiert.

Mit SLR(1)-Parsern kann man alle deterministische kontextfreie Sprachen parsen, so dass man in der Regel diese Parser verwendet und nicht die LR(0)-Parser, die fast identisch sind, aber Shift/Reduce-Konflikte haben, die SRL(1)-Parser nicht haben.

Answered: Wann soll das Programm zurückschreiben? WB in Cache Architektur,Rosy.

Mon, 18 Mar 2024 13:07:58 +0000

Wenn ein Block durch einen Speicherbefehl verändert worden ist, dann muss der Block im Speicher aktualisiert werden, bevor ihn ein anderer Block verdrängt. Dazu muss man ein "dirty"-Bit pro Block speichert, welches gesetzt wird, wenn der Block verändert wird. Zurückschreiben in den Hauptspeicher ist aufwändig, so dass man dies nur machen sollte, wenn veränderte Blöcke verdrängt werden. Im Abacus-Simulator werden diese Blöcke farblich gekennzeichnet.

FSM erstellen

Thu, 01 Feb 2024 10:39:22 +0000

Ich habe bei Alte Klausur SS 2014 , SS 2017 nicht verstanden, wie man FSM Diagramm erstellt, es wäre lieb, wenn jemand mir erklärt, wie man FSM Diagramm erstellt mit Hilfe von der Aufgabe Stellung

Answered: Krikpe structures

Sun, 03 Jul 2022 09:50:16 +0000

I do not understand this question. What is the set which is ordered and what is the relation on that set that you are talking about? It seems that you want to order states of a state transition system which is typically not done.

If so, yes, then reflexivity would be a self-loop. But usually transitivity is not given (and you would have to consider reachability instead), and most of all, you could not have any cycle in the transition system which means that if a program is modeled, it could not have any loop. So, what I want to say is that transition systems that model systems are typically not representing orders.

Answered: How to calculate the negation of an equation

Thu, 30 Jun 2022 08:04:50 +0000

Best way to solve this is to first compute the BDD for the given formula Phi. The BDD of its negation is obtained from that BDD by switching the leaf nodes.

Answered: Exists algorithm

Tue, 28 Jun 2022 08:09:25 +0000

Your question does not make sense. {c,d} is a set of variables, and we can only compute ROBDDs for propositional formulas. The task is to compute the existential quantification over the variables c,d on the formula ¬ϕ. With the variable ordering given, this is straightforward, since the variables c,d appear topmost. Thus, we just have to compute the BDD for ¬ϕ and then make a cut between variables {c,d} and {a,b} which gives us some (at most four) BDDs on variables {a,b}. We then have to compute the disjunction of these BDDs.

The BDD is as follows:

The cut mentioned above yields the three formulas false, a, a<->b so that the result would be the disjunction of these formulas. The Shannon normal form would then by (b?a:1).

Answered: Tips needed to solve this question

Fri, 17 Jun 2022 11:53:37 +0000

Well, I think the task is pretty clear, isn't it? You have to check whether the given formulas are equivalent or not. That can be done in many ways as discussed in the lecture, either by making truth tables for both formulas, using sequent calculus, transforming one formula to the other by means of Boolean algebra or converting both formulas to a canonical normal form to compare. Anyone of these methods can prove the equivalence or disprove it. In case the formulas are not equivalent, there is a counterexample, i.e., a model that satisfies one of the formulas, but not the other one. That model can be written down as an assignment to variables or as a cube as mentioned in the exercise text.

Answered: Regarding Sequent Calculus- why is the last leaf node wrong

Wed, 15 Jun 2022 13:40:07 +0000

You need to understand the meaning of sequents: The semantics of a sequent {g1,...,gm} |- {d1,...,dn} is the semantics of the formula g1 & ... & gm -> d1 | ... | dn. Recall also the special cases of an empty conjunction, which is true and an empty disjunction which is false. Hence, {} |- {d1,...,dn} means true -> d1 | ... | dn, i.e., d1 | ... | dn, and {g1,...,gm} |- {} means g1 & ... & gm -> false, i.e., !(g1 & ... & gm).

The rules of the sequent calculus just perform equivalent transformations such that the root sequent of a proof tree is equivalent to the conjunction of the leaf sequents.

So, if you construct a proof tree for {} |- {(c->b)->a}, you are transforming the formula (c->b)->a itself, and when you get the leaf sequents {}|-{a,c} and {b}|-{a} it means that (c->b)->a is equivalent to (a|c) & (!b|a).

If you construct a proof tree for {(c->b)->a} |- {}, you are transforming the formula !((c->b)->a), and when you get the leaf sequents {c}|-{b} and {a}|-{} it means that !((c->b)->a) is equivalent to (!c|b) & (!a).

The two proof trees are as follows (you mixed them up!):

Moreover, a root sequent is valid if and only if all leaf sequents are valid. In other words, it is not valid if one of its leaf sequents is not valid, and the counterexample of that leaf sequent is then also a counterexample to the root sequent.

Answered: The time of exam Processor Architecture

Thu, 02 Dec 2021 15:05:48 +0000

There is no written exam, and the oral exams will be arranged on an individual basis. So, there is no fixed date at the moment.

Answered: Sheet 9, Task 3 c) / SLR(1)

Mon, 29 Mar 2021 14:18:41 +0000

Well, for the grammar

A -> a | BA
B -> a | bB

we obtain

    First(A) = {a,b}
    First(B) = {a,b}

and

    Follow(A) = {$}
    Follow(B) = {a,b}

The parse table for a top-down parser would therefore not have unique decisions since the grammar is not LL(1). The LR(0) automaton is as follows:

The action table for a LR(0) parser is now determined by the following rules (see slide 178):

if q_i contains A → α.aβ with a ∈ T, and q_i′ is the state reached in the automaton from q_i reading a, then shift a on the stack and put q_i′ above
if q_i contains S′ → S. and the input is ε, accept
if q_i contains B → γ., then reduce with rule B → γ

This yields the following action table:

state	a	b	$	A	B
q0	S(3)	S(4)		G(1)	G(2)
q1			A
q2	S(3)	S(4)		G(5)	G(2)
q3	R(B->a)	R(B->a)	R(A->a)
q4	S(7)	S(4)			G(6)
q5			R(A->BA)
q6	R(B->bB)	R(B->bB)
q7	R(B->a)	R(B->a)

For instance, in state q0, we have the rule A ->.a which leads to a shift action for a that leads to the new state q3, and we we have the rule B -> .bB that leads to the shift action for b that leads to state q4. There is a reduce/reduce conflict in state 3 since we could reduce with A-> a. and also with B->a. as well.

Therefore, the grammar is not a LR(0) grammar and we need to construct the SLR(1) action table. Here the third rule above becomes

if q_i contains B → γ., then reduce with rule B → γ provided that the next input token is in FOLLOW(B)

and this resolves the reduce/reduce conflict.

Answered: 2017 exam 4d)

Sun, 28 Mar 2021 23:18:43 +0000

I think in the last Fragestunde he says it is enough, if you do a graph. But only if its asked for a Ableirungsbaum. In the exam it can be asked with the top down table.

In the Musterlösung it was only for our understanding.

Answered: 2017 exam ex. 1/pipelining

Fri, 26 Mar 2021 09:46:34 +0000

The standard processor without conflict resolution (not without conflicts as you wrote) has no forwarding logic, but makes use of register bypassing. With the standard five stage pipeline, we get the following

after ALU: pWB − pID − 1 = 5 - 2 - 1 = 2
after LOAD: pWB − pID − 1 = 5 - 2 - 1 = 2
after BRANCH: pWB − pIF − 1 = 5 - 1 - 1 = 3

and with forwarding, we get

after ALU: pEX − pID − 1 = 3 - 2 - 1 = 0
after LOAD: pMA − pID − 1 = 4 - 2 - 1 = 1
after BRANCH: pEX − pIF − 1 = 3 - 1 - 1 = 1

So, your calculations are correct. The program with nop instructions inserted you have doubts about is as follows:

    00: mov $0,0
        nop,nop
    01: addi $1,$0,5
        nop,nop
    02 wh: ldi $2,$1,10
    03: subi $1,$1,1
        nop,nop
    04: ldi $3,$1,10
        nop,nop
    05: add $3,$3,$2
        nop,nop
    06: sti $3,$1,10
    07: bez $1,ex
        nop,nop,nop
    08: j wh
        nop,nop,nop
    09 ex: ldi $7,$1,10

There are no nops between instructions 2 and 3 since there is no conflict that we have to resolve. Note that the above number of stalls/nops that we calculated are only necessary if there is a conflict between instructions that follow each other. Note further that it may also be sufficient to add only one nop after a load even without forwarding, e.g. in case of the following program

    ldi $0,$1,0
    addi $2,$2,1
    addi $2,$0,1

which results in

    ldi $0,$1,0
    addi $2,$2,1
    nop
    addi $2,$0,1

We just have to make sure that the distance between a read operation that follows for example a load operation is at least 2 in the above case, and have to add nop operations to increase the distance if needed. It does not mean that we always have to add the two nop operations after every load operation. It does mean however that we never have to add more than the two nop operations.

Answered: Constrain/Restrict Algorithms

Sun, 23 Aug 2020 08:03:25 +0000

Not really; I mean the algorithms are quite involved, there is no real short idea you can remember instead. If you consider slides 106 and 107, you see the different cases, and each one can be explained. For constrain, it is not soo difficult, since you either forward the recursive call or just use one of the recursive calls on case the other cofactor is the 0-leaf.

Answered: Frage zur Klausur in Projektmanagement

Wed, 16 Jan 2019 20:39:56 +0000

Im reformierten Informatikstudiengang ist laut geltender Prüfungsordnung im Pflichtmodul INF-02-16-V-2 keine Prüfung vorgesehen. Das Modul wird abgeschlossen durch erfolgreiche Teilnahme an den Übungen (in Form einer Studienleistung).

Nach Rücksprache mit dem Prüfungsamt: bitte melden Sie sich im QIS nicht von der Prüfung 60216 ab. Im System ist zwar weiterhin der Klausurtermin eingetragen, dieser hat jedoch keine Relevanz für Studierende im reformierten Informatikstudiengang. Im QIS wird dann lediglich die erfolgreiche Teilnahme an der Übung eingetragen (ohne Note).

WICHTIG: Studierende, die bereits vor dem WS 2018/19 eingeschrieben waren und nicht in den reformierten Studiengang gewechselt haben, müssen laut der für sie geltenden alten Prüfungsordnung im Modul INF-00-16-V-2 zusätzlich erfolgreich an der Klausur teilnehmen (Studienleistung + Prüfungsleistung).

Answered: Wann/Wo besteht die Möglichkeit in die Probeklausur (GdP) einzusehen?

Thu, 10 Jan 2019 13:41:14 +0000

Hallo,

wir haben die Probeklausur ja noch korrigieren müssen, das dauert leider ein wenig. Nun sind wir fertig, die Ergebnisse stehen im STATS und die Klausur wird in der nächsten Übung (diese oder nächste Woche) zurück gegeben. Sie dürfen Ihre Klausur dann behalten, daher gibt es keine Einsichtnahme wie bei Abschlussklausuren.

Viele Grüße
Sebastian Schweizer

Answered: Wechsel zur neuen PO ab WS 18/19

Tue, 28 Aug 2018 18:44:00 +0000

Die Module des neuen Curriculums werden erst nach dem Bedarf angeboten, der sich für die Studienanfänger im WS18/19 ergibt. Auf diese Weise werden die Module sukzessive in das neue Curriculum überführt und die Studierenden des bisherigen Curriculums können noch nach Plan weiter studieren.

Studierende, die zum WS18/10 in höhere Semester in das neue Curriculum wechseln, müssen äquivalente Module hören, falls die laut Curriculum eigentlich geforderten Module noch nicht angeboten werden. Nach denselben Regeln werden bereits erbrachte Module aus dem bisherigen Curriculum übertragen. Diese Äquivalenz- und Übergangsregeln hat der Fachbereichsrat hat auf seiner Sitzung vom 30. Mai 2018 beschlossen.

Dort wird u.a. festgelegt, dass "Software-Entwicklung 3" als äquivalent zum neuen Modul "Verteilte und nebenläufige Programmierung" gilt. Der zusätzliche ECTS-Punkt von "Software-Entwicklung 3" wird dabei von dem Ergänzungsblock abgezogen. Rechnersysteme 2 gilt zu der künftigen "Rechnerorganisation und Systemsoftware" als äquivalent, hat aber 2 LP weniger, die dann dem Ergänzungsblock zugeordnet werden. Macht man SE3 und RS2 zusammen, wird ein Punkt für die Ergänzung frei.

Answered: Inwiefern werden HM Leistungen bei einem Wechsel anerkannt?

Tue, 07 Aug 2018 15:06:30 +0000

Anerkennungen sind immer Einzelfallentscheidungen, da die Situation meist individuell ist.

Grundsätzlich gilt: HM und MfI sind inhaltlich vergleichbar (zumindest Analysis und Algebra). Sie unterscheiden sich aber in ihrer Ausrichtung. Während die HM mehr anwendungsorientiert ist, ist die MfI mehr beweisorientiert. Um des Aspekt des Beweisens abzudecken, muss mindestens ein Modul der MfI-Reihe bestanden werden. Dies wird wohl meist das neue Statistik-Modul sein, da die Statistik auch inhaltlich nicht durch HM1/2 abgedeckt ist. HM1/2 würde dann auf die Algebra und Analysis angerechnet werden.

Dies aber nur als Richtschnur. Entscheidend ist der Einzelfall, der ggf. in einer Studienberatung geklärt werden müsste.

Answered: Ist ein Wechsel zu Bachelor Informatik zum nächsten Semester ein Wechsel in den alten Informatik-Studiengang?

Tue, 17 Jul 2018 19:40:25 +0000

Die neue Prüfungsordnung ist zwar beschlossen, tritt aber erst nach deren Veröffentlichung im Verkündungsblatt (vermutlich im August) in Kraft. Erst dann macht ein Wechsel Sinn, da vorher noch keine Prüfungen abgelegt werden können.

Auf Seite 16 der Präsentationsfolien https://www.cs.uni-kl.de/studium/studierende/reform18/Reform_Informatik-Bachelor.pdf wird als Frist für die Beantragung des Wechsels im Prüfungsamt der 16.November genannt. Ich nehme an, dass dies als Frist für das Wintersemester gilt, um die Prüfungen im WS bereits nach der neuen PO machen zu können. Denn auch später sollte noch ein Wechsel möglich ein (empfehlenswert ist aber dies so früh wie möglich zu machen).

Fazit: Ein Wechsel sollte ab Veröffentlichung im Verkündungsblatt bis 16. November beantragt werden.