hotchpotch/wikipedia-multilingual-ir-pairs huggingface dataset:
비밀 공유 효율적인 비밀 공유
사소한 접근 방식은 부분집합의 수가 증가함에 따라 빠르게 비실용적이 된다. 예를 들어, 100명의 플레이어 중 50명에게 비밀을 공개하려면 개의 체계를 생성해야 하고 각 플레이어는 각 체계에 대해 개의 고유한 지분 세트를 유지해야 한다. 최악의 경우, 증가율은 기하급수적이다. 이는 플레이어 임계값으로 비밀을 효율적으로 공유할 수 있는 체계를 찾는 데 박차를 가했다.
비밀 공유 효율적인 비밀 공유
이 체계에서는 n개의 지분 중 t개를 사용하여 비밀을 복구할 수 있다. 이 시스템은 t개의 점이 모두 다항식 위에 놓이는, t − 1차의 고유한 다항식을 구성할 수 있다는 아이디어에 의존한다. 직선을 정의하는 데 두 점이 필요하고, 이차 곡선을 완전히 정의하는 데 세 점이 필요하며, 삼차 곡선을 정의하는 데 네 점이 필요하다. 즉, t − 1차 다항식을 정의하는 데 t개의 점이 필요하다. 이 방법은 비밀을 첫 번째 계수로 하고 나머지 계수는 무작위로 선택하여 t − 1차 다항식을 만드는 것이다. 다음으로 곡선 위에 n개의 점을 찾아 각 플레이어에게 하나씩 준다. n명의 플레이어 중 최소 t명이 자신들의 점을 공개하면, 그 점들에 (t − 1)차 다항식을 맞추기에 충분한 정보가 있으며, 첫 번째 계수가 비밀이 된다.
비밀 공유 효율적인 비밀 공유
같은 평면에 있는 두 개의 평행하지 않은 선은 정확히 한 점에서 교차한다. 공간에 있는 세 개의 평행하지 않은 평면은 정확히 한 점에서 교차한다. 더 일반적으로, n개의 평행하지 않은 (n − 1)-차원 초평면은 특정 점에서 교차한다. 비밀은 교점의 단일 좌표로 인코딩될 수 있다. 비밀이 모든 좌표를 사용하여 인코딩되면, 비록 그것들이 무작위일지라도, 내부자(하나 이상의 (n − 1)-차원 초평면을 소유한 사람)는 그의 평면에 있어야 한다는 것을 알기 때문에 비밀에 대한 정보를 얻게 된다. 내부자가 외부자보다 비밀에 대해 더 많은 지식을 얻을 수 있다면, 시스템은 더 이상 정보 이론적 보안을 갖지 않는다. n개의 좌표 중 하나만 사용된다면, 내부자는 외부자보다 더 많은 것을 알지 못한다(즉, 2차원 시스템의 경우 비밀이 x축에 있어야 한다는 것). 각 플레이어에게 초평면을 정의하기에 충분한 정보가 주어지며, 비밀은 평면들의 교점을 계산한 다음 해당 교점의 지정된 좌표를 취하여 복구된다.
블레이클리의 체계는 샤미르의 체계보다 공간 효율성이 떨어진다. 샤미르의 지분은 각각 원래 비밀만큼 크기만 한 반면, 블레이클리의 지분은 t배 더 크다(t는 임계 플레이어 수). 블레이클리의 체계는 어떤 평면을 지분으로 사용할 수 있는지에 대한 제약을 추가하여 더 강화될 수 있다. 그 결과 체계는 샤미르의 다항식 시스템과 동등하다.
중국인의 나머지 정리는 비밀 공유에서도 사용될 수 있다. 이는 라는 조건 하에, k개의 서로소 정수 에 대해 modulo k에서 숫자 S를 고유하게 결정하는 방법을 제공하기 때문이다. 중국인의 나머지 정리를 사용하는 두 가지 비밀 공유 체계인 미그노트(Mignotte)와 애스무스-블룸(Asmuth-Bloom) 체계가 있다. 이들은 임계값 비밀 공유 체계로, 지분은 정수 를 modulo로 줄여서 생성되며, 비밀은 중국인의 나머지 정리를 사용하여 합동 시스템을 푸는 방식으로 복구된다.
비밀 공유 사전 예방적 비밀 공유
플레이어들이 자신들의 지분을 안전하지 않은 컴퓨터 서버에 저장한다면, 공격자가 침입하여 지분을 훔칠 수 있다. 비밀을 변경하는 것이 실용적이지 않은 경우, 손상되지 않은(샤미르 방식의) 지분을 갱신할 수 있다. 딜러는 상수 항이 0인 새로운 무작위 다항식을 생성하고, 각 남아있는 플레이어에 대해 새로운 순서쌍을 계산하는데, 이때 이전 순서쌍과 새로운 순서쌍의 x-좌표는 동일하다. 각 플레이어는 이전 y-좌표와 새로운 y-좌표를 서로 더하고 그 결과를 비밀의 새로운 y-좌표로 유지한다.
공격자가 축적한 모든 업데이트되지 않은 지분은 쓸모 없게 된다. 공격자는 임계값에 도달할 만큼 충분한 다른 업데이트되지 않은 지분을 찾을 수 있는 경우에만 비밀을 복구할 수 있다. 플레이어들이 이전 지분을 삭제했기 때문에 이러한 상황은 발생하지 않아야 한다. 또한 공격자는 업데이트 파일에 무작위 정보만 포함되어 있기 때문에 업데이트 파일에서 원래 비밀에 대한 어떠한 정보도 복구할 수 없다.
딜러는 업데이트를 배포하면서 임계값을 변경할 수 있지만, 만료된 지분을 보관하는 플레이어들에 대해 항상 경계해야 한다.
비밀 공유 검증 가능한 비밀 공유
플레이어는 다른 지분에 접근하기 위해 자신의 지분에 대해 거짓말을 할 수 있다. 검증 가능한 비밀 공유(VSS) 체계는 플레이어가 합리적인 오류 확률 범위 내에서 다른 플레이어가 자신의 지분 내용에 대해 거짓말을 하지 않는다는 것을 확신할 수 있도록 한다. 이러한 체계는 일반적으로 계산될 수 없으며, 플레이어들은 어떤 개인이 무엇이 더해지고 곱해지는지 정확히 알지 못하는 상태에서 집단적으로 숫자를 더하고 곱해야 한다. 탈 라빈과 마이클 벤-오르는 "적응형" 공격자가 공개된 정보에 따라 실시간으로 전략을 변경할 수 있더라도, 딜러 또는 임계값 수의 3분의 1에 해당하는 플레이어의 부정행위를 탐지할 수 있는 다자간 컴퓨팅(MPC) 시스템을 고안했다.
비밀 공유 계산적으로 안전한 비밀 공유
무조건적으로 안전한 비밀 공유 체계의 단점은 지분의 저장 및 전송에 비밀 크기 곱하기 지분 수에 해당하는 저장 및 대역폭 자원이 필요하다는 것이다. 만약 비밀의 크기가 1GB이고 지분 수가 10개라면, 주주들은 10GB의 데이터를 저장해야 한다. 무조건적인 보안 요구 사항을 포기하면서 비밀 공유 체계의 효율성을 크게 높이기 위한 대체 기술들이 제안되었다.
비밀 공유 계산적으로 안전한 비밀 공유
이러한 기술 중 하나인 '단축된 비밀 공유'는 라빈의 정보 분산 알고리즘(IDA)과 샤미르의 비밀 공유를 결합한다. 데이터는 먼저 대칭 암호화 알고리즘을 사용하여 무작위로 생성된 키로 암호화된다. 다음으로 이 데이터는 라빈의 IDA를 사용하여 N개의 조각으로 분할된다. 이 IDA는 비밀 공유 체계와 유사하게 임계값으로 구성되지만, 비밀 공유 체계와는 달리 결과 데이터의 크기는 (조각 수 / 임계값)만큼 증가한다. 예를 들어, 임계값이 10이고 IDA로 생성된 조각 수가 15개라면, 모든 조각의 총 크기는 원래 입력 크기의 (15/10) 또는 1.5배가 된다. 이 경우, 이 체계는 샤미르 체계를 데이터에 직접 적용한 것보다 10배 더 효율적이다. 단축된 비밀 공유의 마지막 단계는 샤미르 비밀 공유를 사용하여 무작위로 생성된 대칭 키(일반적으로 16-32바이트 정도)의 지분을 생성하고, 각 주주에게 하나의 지분과 하나의 조각을 제공하는 것이다.
AONT-RS로 알려진 관련 접근 방식은 IDA에 대한 전처리 단계로 데이터에 전부 아니면 전무 변환을 적용한다. 전부 아니면 전무 변환은 임계값 미만의 어떤 수의 지분도 데이터를 해독하기에 불충분하다는 것을 보장한다.
비밀 공유 다중 비밀 및 공간 효율적인 (일괄) 비밀 공유
정보 이론적으로 안전한 k-of-n 비밀 공유 체계는 n개의 지분을 생성하며, 각 지분의 크기는 비밀 자체의 크기 이상이므로 필요한 총 저장 공간은 비밀보다 최소 n배 더 커진다. 매튜 K. 프랭클린과 모티 융이 설계한 다중 비밀 공유에서는 다항식의 여러 점이 비밀을 호스팅한다. 이 방법은 코딩에서 다자간 계산에 이르는 수많은 응용 분야에서 유용하게 사용되었다. 아비쉑 파라흐와 수바시 카크가 고안한 공간 효율적인 비밀 공유에서는 각 지분의 크기가 비밀을 k − 1로 나눈 것과 거의 같다.
이 체계는 반복된 다항식 보간을 활용하며, 웹 및 센서 네트워크에서의 안전한 정보 분산에 잠재적인 응용 가능성이 있다. 이 방법은 유한 필드에서 다항식의 근을 포함하는 데이터 분할에 기반한다. 관련 공간 효율적인 비밀 공유 체계의 일부 취약점은 나중에 지적되었다. 그들은 보간법에 기반한 체계가 분산될 k개의 비밀이 본질적으로 k − 1차 미만의 다항식에서 생성될 때 (k, n) 체계를 구현하는 데 사용될 수 없으며, 공유될 모든 비밀이 동일한 경우 등에는 작동하지 않는다는 것을 보여준다.
비밀 공유 다른 용도 및 응용 분야
비밀 공유 체계는 여러 서버에 걸쳐 비밀을 보호하고 여러 서버 오류에도 불구하고 복구될 수 있도록 한다. 딜러는 여러 개의 개별 참가자 역할을 하여 참가자들 사이에 지분을 분배할 수 있다. 각 지분은 다른 서버에 저장될 수 있지만, 딜러는 최소 t개의 지분을 복구할 수 있는 한 여러 서버가 고장나더라도 비밀을 복구할 수 있다. 그러나 한 서버에 침입한 크래커는 각 서버에 t개 미만의 지분이 저장되어 있는 한 비밀을 알 수 없다.
이는 워싱턴 대학교의 바니시 컴퓨터 프로젝트의 주요 개념 중 하나로, 임의의 키가 데이터를 암호화하는 데 사용되고, 키는 P2P 네트워크의 여러 노드에 비밀로 분산된다. 메시지를 해독하려면 네트워크의 최소 t개 노드에 접근할 수 있어야 한다. 이 특정 프로젝트의 원리는 네트워크의 비밀 공유 노드 수가 시간이 지남에 따라 자연스럽게 감소하여 비밀이 결국 사라지도록 하는 것이다. 그러나 네트워크는 시빌 공격에 취약하여 바니시를 안전하지 않게 만든다.
비밀 공유 다른 용도 및 응용 분야
어떤 시점에서든 콘텐츠를 해독할 만큼 충분한 정보를 가진 모든 주주는 X의 사본을 가져와 저장할 수 있다. 결과적으로, 바니시와 같은 도구 및 기술이 일정 시간 후에 자체 시스템 내에서 데이터를 복구 불가능하게 만들 수 있지만, 악의적인 사용자가 데이터를 본 이상 데이터의 삭제를 강제할 수는 없다. 이는 디지털 권리 관리의 주요 난제 중 하나이다.
딜러는 원래 비밀을 복구하는 데 필요한 t개의 지분을 모두 단일 수신자에게 보낼 수 있다. 공격자는 비밀을 복구하기 위해 모든 t개의 지분을 가로채야 하는데, 이는 단일 파일을 가로채는 것보다 훨씬 어려운 작업이다. 특히 지분이 다른 매체(예: 일부는 인터넷을 통해, 일부는 CD로 우편 발송)를 사용하여 전송될 경우 더욱 그렇다.
큰 비밀의 경우, 비밀을 암호화한 다음 비밀 공유를 사용하여 키를 분배하는 것이 더 효율적일 수 있다.
비밀 공유는 보안 다자간 계산을 위한 여러 프로토콜에서 중요한 기본 요소이다.
비밀 공유는 시스템에서 사용자 인증에도 사용될 수 있다.
보안 질문
보안 질문(security question)은 공유 비밀의 한 형태로 인증자로 사용된다. 이는 일반적으로 은행, 케이블 회사 및 무선 통신 사업자가 추가 보안 계층으로 사용한다.
보안 질문 역사
금융기관은 적어도 20세기 초부터 고객을 인증하기 위해 질문을 사용해왔다. 1906년 미국 은행가 협회의 한 섹션 회의 연설에서 볼티모어 은행가 윌리엄 M. 헤이든은 고객 서명 기록을 보완하기 위한 보안 질문 사용에 대해 설명했다. 그는 고객의 출생지, "거주지", 어머니의 결혼 전 성, 직업, 연령을 기입할 수 있는 새 은행 계좌 개설에 사용되는 서명 카드를 설명했다.
헤이든은 이러한 항목 중 일부가 종종 비어 있었고 "거주지" 정보는 주로 고객과 연락하는 데 사용되었지만, 어머니의 결혼 전 성은 "강력한 신분 확인"에 유용하다고 언급했다. 그는 고객의 가족이 아닌 사람이 고객 계좌에서 돈을 인출하려고 시도하는 경우는 드물다고 보았지만, 어머니의 결혼 전 성은 가족 외에는 거의 알려지지 않았고 계좌를 개설하는 사람들조차 "이 질문에 종종 준비되지 않았다"는 점에서 확인에 유용하다고 말했다. 마찬가지로, 현대적인 관행에 따라 신용카드 제공자는 분실된 카드의 재발급 전에 고객의 어머니의 결혼 전 성을 요청할 수 있다.
보안 질문 역사
2000년대에 보안 질문은 인터넷에서 널리 사용되었다. 셀프 서비스 비밀번호 재설정의 한 형태로서 보안 질문은 정보기술 헬프 데스크 비용을 줄여주었다. 보안 질문을 온라인에서 사용할 수 있게 함으로써, 키로깅 및 무차별 대입 추측 공격 뿐만 아니라 피싱에도 취약해진다. 또한, 인간 고객 서비스 담당자는 부정확한 보안 답변을 적절하게 처리할 수 있지만, 컴퓨터는 덜 능숙하다. 따라서 사용자는 제공한 답변의 정확한 철자와 때로는 대소문자까지 기억해야 하며, 이는 더 많은 답변이 기록되어 물리적 도난에 노출될 위험을 초래한다.
보안 질문 적용
소셜 미디어의 보편성으로 인해 많은 오래된 전통적인 보안 질문은 더 이상 유용하거나 안전하지 않다. 보안 질문은 암호 메커니즘의 또 다른 형태일 뿐이다. 따라서 보안 질문은 다른 사람과 공유해서는 안 되며, 소셜 미디어 웹사이트에서 쉽게 얻을 수 있는 정보를 포함해서도 안 된다. 동시에 간단하고 기억하기 쉬우며 추측하기 어렵고 시간이 지나도 변하지 않아야 한다. 모든 질문이 모든 사람에게 적합하지는 않다는 것을 이해하고, RSA(미국 네트워크 보안 제공업체, EMC 코퍼레이션의 한 부서)는 은행에 150가지 질문을 제공한다.
많은 사람들이 보안 질문의 유용성에 의문을 제기해 왔다. 보안 전문가 브루스 슈나이어는 보안 질문이 개인에 대한 공개적인 사실이므로 해커가 암호보다 추측하기 쉽다고 지적한다. 이를 아는 사용자들은 질문에 가짜 답변을 만들고, 그 답변을 잊어버려 목적을 달성하지 못하고 투자할 가치가 없는 불편함을 초래한다.
S/2004 S 12
S/2004 S 12는 토성의 자연 위성이자 불규칙 위성으로 2004년 12월 12일부터 2005년 3월 9일까지의 관측 결과를 바탕으로 2005년 5월 4일, 스콧 S. 셰퍼드, 데이비드 C. 주잇, 잰 클레이나, 브라이언 G. 마스든이 이 위성의 발견을 발표했다. S/2004 S 12는 지름이 약 5킬로미터이고, 황도에 대한 경사각이 163.9°이며 역행 방향으로 이심률이 0.371인체 약 1,044일 동안 토성을 평균 19,855,000km 떨어진 곳에서 공전한다.
이 위성은 2022년 10월 12일 재발견이 발표될때까지 실종되었었다. 2021년에는 잠깐 캐나다 프랑스 하와이 망원경에서 관측되기도 했다.
가상 회선
가상 회선(virtual circuit, VC)은 패킷 교환을 기반으로 데이터 네트워크를 통해 데이터를 전송하는 수단이며, 두 종단점 사이에 네트워크를 통한 연결이 먼저 설정된다. 네트워크는 회선 교환처럼 연결당 고정된 데이터 전송률 예약을 갖는 대신, 패킷 교환의 본질적인 특징인 전송 링크의 통계적 다중화를 활용한다.
1978년 CCITT의 가상 회로 표준화는 모든 사용자-네트워크 및 네트워크-네트워크 인터페이스에 연결별 흐름 제어를 부과한다. 이를 통해 혼잡 제어에 참여하고 과부하된 네트워크에서 패킷 손실 가능성을 줄일 수 있다. 일부 회선 프로토콜은 오류 감지 및 자동 재전송 요구 (ARQ)를 통해 데이터 재전송을 사용하여 신뢰할 수 있는 통신 서비스를 제공한다.
가상 회로를 사용하기 전에 호 설정 단계에서 네트워크 노드 사이에 설정되어야 한다. 일단 설정되면, 비트 스트림 또는 바이트 스트림이 노드 간에 교환될 수 있으며, 이는 프로토콜 데이터 단위로의 하위 수준 분할로부터 추상화를 제공하고 상위 수준 프로토콜이 투명하게 작동할 수 있도록 한다.
가상 회로 네트워크의 대안은 데이터그램 네트워크이다.
가상 회선 회선 교환과의 비교
가상 회선 통신은 회선 교환과 유사하다. 둘 다 연결 지향이기 때문에 데이터가 올바른 순서로 전달되며, 연결 설정 단계에서 신호 오버헤드가 필요하다는 것을 의미한다. 그러나 회선 교환은 일정한 비트 전송률과 지연 시간을 제공하는 반면, 가상 회선 서비스에서는 다음과 같은 요인으로 인해 이러한 값들이 달라질 수 있다.
가상 회선 가상 호출 기능
전기 통신에서, 때때로 가상 호출 설비라고도 불리는 가상 호출 기능은 다음과 같은 서비스 기능이다.
가상 호출에 대한 대안적인 접근 방식은 데이터그램을 사용하는 비연결형 통신이다.
1970년대 초, 가상 호출 기능은 영국 국립 물리학 연구소의 도널드 데이비스 (컴퓨터 과학자)의 연구를 바탕으로 EPSS를 위해 브리티시 텔레콤에 의해 개발되었다. 이 개념은 프랑스 PTT의 RCP 실험 네트워크를 위한 가상 회로로서 레미 데프레에 의해 강화되었다.
가상 회선 4계층 가상 회선
TCP과 같은 연결 지향 전송 계층 프로토콜은 IP와 같은 비연결형 패킷 교환 네트워크 계층 프로토콜에 의존할 수 있으며, 여기서 다른 패킷은 다른 경로로 라우팅될 수 있으므로 순서가 뒤바뀌어 전달될 수 있다. 그러나 TCP는 수신 측에서 순서가 뒤바뀐 전달을 수용하기 위해 재정렬을 허용하는 세그먼트 번호 매김을 포함하므로 TCP를 가상 회선으로 사용할 수 있다.
가상 회선 2/3계층 가상 회선
데이터 링크 계층 및 네트워크 계층 가상 회로 프로토콜은 연결 지향 패킷 교환을 기반으로 하며, 이는 데이터가 항상 동일한 네트워크 경로, 즉 동일한 노드를 통해 전달됨을 의미한다. 비연결형 패킷 교환에 비해 이것의 장점은 다음과 같다.
네트워크 노드는 이론적으로 더 빠르고 용량이 더 크다. 왜냐하면 연결 설정 단계 동안에만 라우팅을 수행하는 스위치인 반면, 비연결형 네트워크 노드는 각 패킷에 대해 개별적으로 라우팅을 수행하는 라우터이기 때문이다. 스위칭은 완전한 주소를 분석하는 대신 테이블에서 가상 채널 식별자를 찾는 것만을 포함한다. 스위치는 ASIC 하드웨어로 쉽게 구현할 수 있지만, 라우팅은 더 복잡하며 소프트웨어 구현이 필요하다. 그러나 IP 라우터 시장이 크고 고급 IP 라우터가 3계층 스위치를 지원하기 때문에, 오늘날의 IP 라우터는 연결 지향 프로토콜용 스위치보다 더 빠를 수 있다.
가상 회선 예시 프로토콜
가상 회로를 제공하는 전송 계층 프로토콜의 예시:
데이터가 항상 동일한 경로를 통해 전달되는 네트워크 계층 및 데이터 링크 계층 가상 회로 프로토콜의 예시:
ATM: 회로는 가상 경로 식별자 (VPI)와 가상 채널 식별자 (VCI) 쌍으로 식별된다. ATM 계층은 신뢰할 수 없는 가상 회로를 제공하지만, ATM 프로토콜은 ATM 적합 계층 (AAL) 서비스 특정 수렴 서브계층 (SSCS)을 통해 신뢰성을 제공한다 (비록 신뢰할 수 있음과 신뢰할 수 없음 대신 보장됨과 비보장됨이라는 용어를 사용하지만).
가상 회선 ATM, 프레임 릴레이 및 X.25의 영구 및 교환 가상 회로
교환 가상 회로 (SVC)는 일반적으로 호별로 설정되며 호가 종료되면 연결이 끊어진다. 그러나 영구 가상 회로 (PVC)는 두 설비 간에 전용 회선 데이터 링크를 제공하는 옵션으로 설정될 수 있다. PVC 구성은 일반적으로 서비스 제공업체에 의해 사전 구성된다. SVC와 달리 PVC는 거의 끊어지지/연결이 끊어지지 않는다.
교환 가상 회로 (SVC)는 요청 시 동적으로 설정되고 전송이 완료되면, 예를 들어 전화 통화 또는 파일 다운로드 후에 해제되는 가상 회로이다. SVC는 데이터 전송이 산발적이거나 항상 동일한 DTE 종단점 간에 이루어지지 않는 상황에서 사용된다.
영구 가상 회로 (PVC)는 동일한 DTE 간에 반복/연속적인 사용을 위해 설정된 가상 회로이다. PVC에서 장기적인 연결은 가상 호출의 데이터 전송 단계와 동일하다. 영구 가상 회로는 반복적인 호출 설정 및 해제의 필요성을 없앤다.
밀리 기계
계산 이론에서 밀리 기계 또는 밀리 머신(Mealy machine)은 현재 상태와 현재 입력에 따라 출력값이 결정되는 유한 상태 기계이다. 이는 출력값이 현재 상태에 의해서만 결정되는 무어 기계와 대조된다. 밀리 기계는 결정론적 유한 상태 변환기로, 각 상태와 입력에 대해 최대 하나의 전이만 가능하다.
밀리 기계 역사
밀리 기계는 1955년 "순차 회로 합성을 위한 방법"(A Method for Synthesizing Sequential Circuits)이라는 논문에서 이 개념을 발표한 조지 H. 밀리의 이름을 따서 명명되었다.
밀리 기계 형식적 정의
밀리 기계는 다음으로 구성된 6-튜플 이다:
일부 공식화에서는 전이 함수와 출력 함수가 단일 함수 로 합쳐진다.
"시간에 따른 진화"는 이 추상화에서 상태 기계가 이산적인 "타이머 틱" 에서 시간에 따라 변하는 입력 기호를 참조하고, 이 이상적인 순간의 내부 구성에 따라 반응하거나, 상태 기계가 다음 입력 기호를 기다렸다가(FIFO에서처럼) 도착할 때마다 반응함으로써 실현된다.
밀리 기계 밀리 기계와 무어 기계의 비교
전자 회로로 구현될 때 (수학적 추상화나 코드보다는):
무어 기계는 밀리 기계보다 사용하기에 더 안전하다:
출력은 클록 에지에서 변경된다 (항상 한 주기 늦게).
밀리 기계에서는 논리가 완료되는 즉시 입력 변경이 출력 변경을 유발할 수 있다 — 두 기계가 상호 연결될 때 큰 문제이며, 주의하지 않으면 비동기 피드백이 발생할 수 있다.
밀리 기계는 입력에 더 빠르게 반응한다:
같은 주기 내에 반응한다 — 클록을 기다릴 필요가 없다.
무어 기계에서는 상태를 출력으로 디코딩하는 데 더 많은 논리가 필요할 수 있다 — 클록 에지 이후에 더 많은 게이트 지연이 발생한다.
밀리 기계 다이어그램
밀리 기계의 상태도는 각 전이 에지에 출력 값을 연결하며, 이는 각 상태에 출력 값을 연결하는 무어 기계의 상태도와 대조된다.
입력 및 출력 알파벳이 모두 Σ인 경우, 밀리 오토마타에는 헬릭스 유향 그래프 (S × Σ, (x, i) → (T(x, i), G(x, i)))도 연결할 수 있다. 이 그래프는 상태와 문자의 쌍을 꼭짓점으로 가지며, 각 노드는 차수가 1이고, (x, i)의 후속 노드는 오토마타의 다음 상태와 오토마타가 x 상태에 있고 i 문자를 읽을 때 출력하는 문자이다. 이 그래프는 오토마타가 양방향 가역이면 분리된 순환들의 합집합이다.
밀리 기계 예시
간단한 밀리 기계는 하나의 입력과 하나의 출력을 가진다. 각 전이 에지에는 입력 값(빨간색으로 표시)과 출력 값(파란색으로 표시)이 레이블링되어 있다. 기계는 상태 Si에서 시작한다. (이 예시에서 출력은 가장 최근의 두 입력 값의 배타적 OR이며, 따라서 기계는 입력이 바뀔 때마다 1을 출력하고 그렇지 않으면 0을 출력하는 에지 검출기를 구현한다.)
더 복잡한 밀리 기계는 여러 입력과 여러 출력을 가질 수 있다.
밀리 기계 응용
밀리 기계는 암호화 기계에 대한 기본적인 수학적 모델을 제공한다. 예를 들어, 입력 및 출력 알파벳을 라틴 음소문자로 고려하면, 문자열(입력 시퀀스)이 주어졌을 때 이를 암호화된 문자열(출력 시퀀스)로 처리할 수 있는 밀리 기계를 설계할 수 있다. 그러나 밀리 모델을 에니그마 기계를 설명하는 데 사용할 수 있더라도, 상태도가 너무 복잡하여 복잡한 암호화 기계를 설계하는 데 실용적인 수단을 제공하지 못할 것이다.
무어/밀리 기계는 클록의 매 틱마다 출력을 내는 DFAs이다. 현대의 CPU, 컴퓨터, 휴대폰, 디지털 시계 및 기본적인 전자 장치/기계는 이를 제어하기 위한 일종의 유한 상태 기계를 가지고 있다.
특히 정규 표현식을 사용하여 표현할 수 있는 간단한 소프트웨어 시스템은 유한 상태 기계로 모델링할 수 있다. 자판기나 기본적인 전자 기기와 같이 이러한 간단한 시스템이 많이 있다.
두 유한 상태 기계의 교차점을 찾음으로써, 예를 들어 메시지를 교환하는 동시 시스템을 매우 간단한 방식으로 설계할 수 있다. 예를 들어, 신호등은 서로 다른 신호등과 같이 여러 하위 시스템으로 구성된 시스템이며, 이들은 동시에 작동한다.
밀리 기계 각주
Akhavi, Ali; Klimann, Ines; Lombardy, Sylvain; Mairesse, Jean; Picantin, Matthieu (2012). 《On the finiteness problem for automaton (semi)groups》. 《International Journal of Algebra and Computation》 22. arXiv:1105.4725. Bibcode:2011arXiv1105.4725A. doi:10.1142/S021819671250052X. S2CID 47518684. Zbl 1280.20038.
무어 기계
계산 이론에서 무어 기계 또는 무어 머신(Moore machine)은 현재 출력값이 현재 상태에 의해서만 결정되는 유한 상태 기계이다. 이는 출력값이 현재 상태와 입력값 모두에 의해 결정되는 밀리 기계와는 대조적이다. 다른 유한 상태 기계와 마찬가지로 무어 기계에서 입력은 일반적으로 다음 상태에 영향을 미친다. 따라서 입력은 간접적으로 후속 출력에 영향을 미칠 수 있지만 현재 또는 즉각적인 출력에는 영향을 미치지 않는다. 무어 기계는 1956년 논문 "순차 기계에 대한 사고 실험"에서 이 개념을 제시한 에드워드 F. 무어의 이름을 따서 명명되었다.
무어 기계 형식적 정의
무어 기계는 다음으로 구성된 6-튜플 로 정의할 수 있다.
"시간에 따른 진화"는 이 추상화에서 상태 기계가 이산적인 "타이머 틱" 에서 시간 변화 입력 기호를 참조하고 이상적인 순간에 내부 구성에 따라 반응하거나, 상태 기계가 다음 입력 기호(FIFO에서와 같이)를 기다리고 도착할 때마다 반응함으로써 실현된다.
무어 기계는 제한된 유형의 유한 상태 변환기로 간주될 수 있다.
무어 기계 시각적 표현
상태 전이표는 전이 관계 의 모든 삼중항을 나열하는 표이다.
무어 기계의 상태도 또는 무어 다이어그램은 각 상태에 출력값을 연결하는 상태도이다.
무어 기계 밀리 기계와의 관계
무어 기계와 밀리 기계는 모두 유한 상태 기계의 한 유형이므로 동일한 표현력을 갖는다. 즉, 두 유형 모두 정규 언어를 구문 분석하는 데 사용할 수 있다.
무어 기계와 밀리 기계의 차이점은 후자에서 전이의 출력은 현재 상태와 현재 입력(의 도메인으로 )의 조합에 의해 결정된다는 점이다. 단순히 현재 상태(의 도메인으로 )와는 다르다. 상태도로 표현하면 다음과 같다.
모든 무어 기계 은 동일한 상태와 전이, 그리고 출력 함수 를 가진 밀리 기계와 동등하다. 이 함수는 각 상태-입력 쌍 를 가져와 를 산출하며, 여기서 은 의 출력 함수이고 은 의 전이 함수이다.
무어 기계 밀리 기계와의 관계
그러나 모든 밀리 기계를 동등한 무어 기계로 변환할 수 있는 것은 아니다. 일부는 시간적으로 출력이 시프트된 거의 동등한 무어 기계로만 변환할 수 있다. 이는 입력/출력 쌍을 형성하기 위해 상태 레이블이 전이 레이블과 짝을 이루는 방식 때문이다. 상태 에서 상태 로의 전이 를 고려하자. 전이 를 유발하는 입력은 에지 에 레이블로 지정된다. 해당 입력에 해당하는 출력은 상태 의 레이블이다. 이것이 전이의 원본 상태임을 주목하라. 따라서 각 입력에 대해 출력은 입력이 수신되기 전에 이미 고정되어 있으며 현재 상태에만 의존한다. 이것은 E. 무어의 원래 정의이다. 전이 에 대한 출력으로 상태 의 레이블을 사용하는 것은 흔한 실수이다.
무어 기계 예시
입력/출력 수에 따른 유형.
단순 무어 기계는 하나의 입력과 하나의 출력을 갖는다.
대부분의 디지털 전자 시스템은 클록 동기 순차 시스템으로 설계된다. 클록 동기 순차 시스템은 전역 클록 신호가 변경될 때만 상태가 변경되는 제한된 형태의 무어 기계이다. 일반적으로 현재 상태는 플립플롭에 저장되며, 전역 클록 신호는 플립플롭의 "클록" 입력에 연결된다. 클록 동기 순차 시스템은 메타 안정성 문제를 해결하는 한 가지 방법이다. 일반적인 전자 무어 기계에는 현재 상태를 출력(람다)으로 디코딩하는 조합 논리 체인이 포함된다. 현재 상태가 변경되는 즉시 이러한 변경은 해당 체인을 통해 파급되며 거의 즉시 출력이 업데이트된다. 이러한 변경이 체인을 통해 파급되는 짧은 기간 동안 출력에 글리치가 발생하지 않도록 보장하는 설계 기술이 있지만, 대부분의 시스템은 이 짧은 전이 시간 동안의 글리치가 무시되거나 관련이 없도록 설계된다. 그러면 무어 기계가 다시 상태를 변경할 때까지 출력은 무기한으로 동일하게 유지된다(LED는 계속 밝게 켜지고, 모터에는 전원이 계속 연결되며, 솔레노이드는 계속 에너지가 공급되는 등).
무어 기계 예시
순차 네트워크에는 하나의 입력과 하나의 출력이 있다. 출력은 적어도 두 개의 0과 두 개의 1이 입력으로 발생하면 1이 되고 그 이후로 계속 1로 유지된다.
위 설명에 대한 9개의 상태를 가진 무어 기계는 오른쪽에 표시되어 있다. 초기 상태는 상태 A이고 최종 상태는 상태 I이다. 이 예제의 상태 표는 다음과 같다.
더 복잡한 무어 기계는 여러 입력과 여러 출력을 가질 수 있다.
무어 기계 사고 실험
무어의 1956년 논문 "순차 기계에 대한 사고 실험"에서,  오토마타(또는 기계) 는 개의 상태, 개의 입력 기호, 개의 출력 기호를 갖는 것으로 정의된다. 의 구조와 를 이용한 실험에 대해 9가지 정리가 증명되었다. 나중에 " 기계"는 "무어 기계"로 알려졌다.
논문 말미의 "추가 문제" 섹션에서 다음 작업이 언급되었다.
직접적으로 이어지는 또 다른 문제는 정리 8과 9에서 주어진 경계를 개선하는 것이다.
무어의 정리 8은 다음과 같이 정식화되었다.
임의의  기계 가 주어지고, 그 두 상태가 서로 구별될 수 있다면, 실험 종료 시 의 상태를 결정하는 길이 의 실험이 존재한다.
1957년, A. A. 카라추바는 무어의 "정리 8" 실험 길이의 경계 개선 문제를 완전히 해결한 다음 두 정리를 증명했다.
정리 A. 가  기계이고, 그 두 상태가 서로 구별될 수 있다면, 실험 종료 시 의 상태를 결정할 수 있는 최대 길이 의 분기 실험이 존재한다.
무어 기계 사고 실험
정리 B. 두 상태가 서로 구별될 수 있는  기계가 존재하며, 실험 종료 시 기계의 상태를 확립하는 가장 짧은 실험의 길이는 과 같다.
정리 A와 B는 4학년 학생 A. A. 카라추바의 "오토마타 이론의 한 문제에 대하여"라는 졸업 논문의 기초로 사용되었으며, 이 논문은 1958년 모스크바 국립 대학교 역학 및 수학 학부 학생 작품 경연대회에서 추천서를 받아 특별히 언급되었다. 카라추바의 논문은 1958년 12월 17일에 Uspekhi Mat. Nauk 저널에 제출되었고 1960년 6월에 그곳에 출판되었다.
현재(2011년)까지 카라추바의 실험 길이에 대한 결과는 오토마타 이론과 계산 복잡도 이론의 유사한 문제 모두에서 유일한 정확한 비선형 결과이다.
예마 F 시리즈
예마 F 시리즈(영어: Yema F-series)는 2001년부터 예마 오토에서 생산하는 소형 크로스오버 SUV 시리즈이다. 2001년부터 중국에서 판매된 예마 F 시리즈 크로스오버는 오스틴 마에스트로와 플랫폼을 공유한다. 이 시리즈의 첫 번째 크로스오버는 예마 F99였다.
예마 F 시리즈 예마 F99
예마 F99는 쓰촨 예마 자동차(촨치 예마)의 첫 번째 차량으로, 오스틴 마에스트로 플랫폼을 기반으로 한다. 예마 F99는 토요타에서 공급받은 1.5리터 엔진으로 72 kW (97 hp; 98 PS)와 132 N·m (97 lb·ft; 13 kg·m)의 토크를 냈다. 예마 F99의 가격은 약 5만 위안에서 7만 위안 사이였으며, 단종 전 가격은 47,800 위안에서 49,800 위안이었다.
예마 F99부터 시작된 예마 F 시리즈 크로스오버 전체의 스타일링은 항상 논란이 많았는데, 2세대 스바루 포레스터와 매우 흡사했기 때문이다.
예마 F 시리즈 예마 F10
예마 F10은 본질적으로 F99를 기반으로 업데이트된 모델로, 2011년에 공개되었으며, 예마 F16에서도 볼 수 있었던 아우디에서 영감을 받은 전면 그릴이 특징이다. 예마 F10은 예마 F99와 동일한 엔진으로 구동되었지만, 약간 고급 시장에 포지셔닝되어 최고 트림의 예마 F10은 45,800 위안에서 58,800 위안의 가격으로 약간 더 비쌌다. F10은 본질적으로 F99의 상위 트림 레벨이다.
예마 F11은 F10, F12 및 F99 페이스리프트와 함께 콘셉트카로 공개되었으며, 예마 F 시리즈 제품군의 다른 모델들과 마찬가지로 예마 F11은 본질적으로 재스타일링된 예마 F99였다. 디자인 측면에서 예마 F11 콘셉트는 예마 F10 및 F12와 대체로 동일했으며, 3세대 스바루 포레스터와 매우 흡사한 재스타일링된 전면 디자인이 특징이었다.
예마 F 시리즈 예마 F12
예마 F12는 2011년에 공개되었으며, 2011년부터 2014년까지 판매되었고 가격은 48,800 위안에서 62,800 위안이었다. 디자인 측면에서 예마 F12는 예마 F10과 대체로 동일했으며, 3세대 기아 스포티지와 매우 흡사한 재스타일링된 전면 디자인이 특징이었다.
예마 F 시리즈 예마 F16
예마 F16이라는 이름은 2011년 청두 오토쇼에서 예마 F16 왜건 콘셉트카로 사용되었으며, 그 디자인은 아우디 A4 아반트와 너무 유사하다는 비판을 중국 언론으로부터 받았다. 그러나 생산된 예마 F16은 예마 F12를 기반으로 전면 범퍼가 재스타일링되고 그릴 인서트가 약간 변경된 모델로 밝혀졌다. 예마 F16은 2011년부터 2014년까지 판매되었으며 가격은 55,800 위안에서 69,800 위안이었다.
확장 배커스-나우르 표기법
컴퓨터 과학에서 확장 배커스-나우르 표기법(Augmented Backus–Naur form, ABNF)은 배커스-나우르 표기법(BNF)에 기반을 두지만 고유한 문법과 유도 규칙으로 구성된 메타 언어이다. ABNF의 동기 부여 원리는 양방향 통신 프로토콜로 사용될 언어의 형식 체계를 기술하는 것이다. 이 표기법은 인터넷 표준 68("STD 68", 대소문자 표기법은 원문 그대로)로 정의되며, 이는 2010년 12월 기준 RFC 5234였고, 종종 IETF 통신 프로토콜의 정의 언어로 사용된다.
RFC 5234는 RFC 4234, 2234 와 733를 대체한다. RFC 7405는 대소문자를 구분하는 문자열 리터럴을 지정하기 위한 구문을 추가하여 이를 업데이트한다.
확장 배커스-나우르 표기법 개요
ABNF 명세는 다음과 같이 작성된 유도 규칙의 집합이다.
여기서 rule은 대소문자를 구분하지 않는 비단말 기호이며, definition은 규칙을 정의하는 기호 시퀀스, 문서화를 위한 주석으로 구성되며, 캐리지 리턴과 줄 바꿈으로 끝난다.
규칙 이름은 대소문자를 구분하지 않는다: <rulename>, <Rulename>, <RULENAME>, <rUlENamE>는 모두 동일한 규칙을 참조한다. 규칙 이름은 글자로 시작하고 그 뒤에 글자, 숫자, 하이픈이 올 수 있다.
규칙 이름 주위에 꺾쇠 괄호(<, >)는 필요하지 않다(BNF와 달리). 그러나 규칙 이름을 구별하기 위해 산문에서 사용될 때는 규칙 이름을 구분하는 데 사용될 수 있다.
확장 배커스-나우르 표기법 예시
확장 배커스-나우르 표기법(ABNF) 페이지에 제시된 (미국) 우편 주소 예시는 다음과 같이 지정될 수 있다.
확장 배커스-나우르 표기법 단말 값
단말 기호는 하나 이상의 숫자 문자로 지정된다.
숫자 문자는 퍼센트 기호 %, 그 뒤에 진법(b = 이진법, d = 십진법, x = 십육진법), 그 뒤에 값 또는 값의 연결(.로 표시)로 지정될 수 있다. 예를 들어, 캐리지 리턴은 십진법으로 %d13 또는 십육진법으로 %x0D로 지정된다. 줄 바꿈이 뒤따르는 캐리지 리턴은 %d13.10으로 연결하여 지정할 수 있다.
리터럴 텍스트는 인용 부호(")로 묶인 문자열을 사용하여 지정된다. 이러한 문자열은 대소문자를 구분하지 않으며, 사용되는 문자 집합은 (미국)ASCII이다. 따라서 문자열 "abc"는 "abc", "Abc", "aBc", "abC", "ABc", "AbC", "aBC", "ABC"와 일치한다. RFC 7405는 대소문자 구분 문자열을 위한 구문을 추가했다: %s"aBc"는 "aBc"와만 일치한다. 그 이전에는 대소문자 구분 문자열은 개별 문자를 나열하는 방식으로만 지정할 수 있었다: "aBc"와 일치하려면 정의는 %d97.66.99가 된다. 문자열은 %i 접두사를 사용하여 명시적으로 대소문자를 구분하지 않는 것으로 지정할 수도 있다.
확장 배커스-나우르 표기법 연산자
공백 문자는 정의의 요소를 구분하는 데 사용된다. 공백이 구분 기호로 인식되려면 명시적으로 포함되어야 한다. 단일 공백 문자에 대한 명시적 참조는 WSP(선형 공백)이며, LWSP는 새 줄이 허용되는 0개 이상의 공백 문자를 위한 것이다. RFC5234의 LWSP 정의는 두 필드 사이에 구분 기호를 형성하기 위해 적어도 하나의 공백 문자가 필요하기 때문에 논란이 있다.
정의는 왼쪽 정렬된다. 여러 줄이 필요한 경우(가독성을 위해), 연속 줄은 공백으로 들여쓰기된다.
; comment
세미콜론(;)은 줄의 끝까지 이어지는 주석을 시작한다.
Rule1 Rule2
규칙은 일련의 규칙 이름을 나열하여 정의될 수 있다.
"aba" 문자열과 일치시키기 위해 다음 규칙을 사용할 수 있다.
Rule1 / Rule2
규칙은 슬래시(/)로 구분된 대체 규칙 목록으로 정의될 수 있다.
규칙 fu 또는 규칙 bar를 수락하기 위해 다음 규칙을 구성할 수 있다.
Rule1 =/ Rule2
규칙 이름과 정의 사이에 =/를 사용하여 규칙에 추가 대안을 추가할 수 있다.
확장 배커스-나우르 표기법 연산자
규칙
은 따라서 다음과 동등하다.
%c##-##
숫자 값의 범위는 하이픈(-)을 사용하여 지정될 수 있다.
규칙
은 다음과 동등하다.
(Rule1 Rule2)
요소는 정의에서 규칙을 그룹화하기 위해 괄호 안에 넣을 수 있다.
"a b d" 또는 "a c d"와 일치시키기 위해 다음 규칙을 구성할 수 있다.
"a b" 또는 "c d"와 일치시키기 위해 다음 규칙을 구성할 수 있다.
n*nRule
요소의 반복을 나타내기 위해 <a>*<b>element 형식이 사용된다. 선택적 <a>는 포함될 최소 요소 수를 제공한다(기본값은 0). 선택적 <b>는 포함될 최대 요소 수를 제공한다(기본값은 무한대).
0개 이상의 요소를 위해서는 *element, 0개 또는 1개의 요소를 위해서는 *1element, 1개 이상의 요소를 위해서는 1*element, 2개 또는 3개의 요소를 위해서는 2*3element를 사용한다. 정규 표현식의 e*, e?, e+, e{2,3}와 유사하다.
nRule
확장 배커스-나우르 표기법 연산자
명시적인 요소 수를 나타내기 위해 <a>element 형식이 사용되며, 이는 <a>*<a>element와 동등하다.
두 개의 숫자 자리를 얻으려면 2DIGIT를 사용하고, 세 개의 숫자 자리를 얻으려면 3DIGIT를 사용한다. (DIGIT는 아래 "핵심 규칙"에서 정의된다. 아래 예시에서 우편 번호도 참조하라.)
[Rule]
선택적 요소를 나타내기 위해 다음 구성이 동등하다.
다음 연산자들은 가장 강한 결합에서 가장 약한 결합으로 주어진 우선순위를 갖는다.
연결 연산자와 함께 대체 연산자를 사용하는 것은 혼란스러울 수 있으며, 명시적인 연결 그룹을 만들기 위해 그룹화를 사용하는 것이 권장된다.
핵심 규칙은 ABNF 표준에 정의되어 있다.
핵심 규칙 다이어그램에서 CHAR2 문자 세트가 char-val에 인라인되고 CHAR3가 RFC 명세의 prose-val에 인라인된다는 점에 유의하라. 여기서는 주 구문 다이어그램에서 명확성을 위해 이름이 지정되었다.
확장 배커스-나우르 표기법 ABNF 자체의 ABNF 표현
ABNF의 구문 자체는 다음과 같은 ABNF로 표현될 수 있다.
확장 배커스-나우르 표기법 문제점
RFC 5234는 LWSP 정의와 관련하여 다음과 같은 경고를 추가한다.
이 선형 공백 규칙의 사용은 메일 헤더에서 더 이상 유효하지 않으며 다른 컨텍스트에서 상호 운용성 문제를 일으킨 공백만 포함하는 줄을 허용한다. 메일 헤더를 정의할 때 사용하지 말고 다른 컨텍스트에서는 주의해서 사용하라.
자코모 발라
자코모 발라(이탈리아어: Giacomo Balla, 1871년 7월 18일~1958년 3월 1일)는 이탈리아의 화가이자 미술 교사, 시인으로, 미래주의의 핵심 인물로 가장 잘 알려져 있다. 그는 그림에서 빛, 움직임, 속도를 묘사하여 작품 속에서 움직임을 표현하는 데 주력했지만, 다른 주요 미래주의자들과 달리 기계나 폭력에는 관심이 없었으며, 재치 있고 기발한 작품을 선보였다.
자코모 발라 생애
자코모 발라는 1871년 7월 18일 이탈리아 피에몬테 지방의 토리노에서 사진에 관심이 많던 화학자 조반니 발라(Giovanni Balla)와 루치아 발라(Lucia Balla)의 아들로 태어났다. 1878년 아버지 조반니 발라가 사망하자, 발라는 어머니를 부양하기 위해 석판화 공방에서 일하기 시작했다.
20세가 될 무렵, 시각 예술에 대한 관심이 깊어지면서 지역 미술학교에서 회화를 공부하기로 결심했고, 초기의 몇몇 작품은 전시회에 출품되기도 했다. 토리노 대학교에서 학업을 마친 뒤, 1895년 로마로 이주하여 엘리사 마르쿠치(Elisa Marcucci)와 만나 결혼했다. 그는 수년 동안 삽화가, 풍자화가, 초상화가로 활동했으며, 1899년 베네치아 비엔날레에서 작품을 선보였다. 이후 로마와 베네치아뿐 아니라 뮌헨, 베를린, 뒤셀도르프, 파리의 살롱 도톤, 로테르담의 화랑 등 주요 유럽 도시에서 작품을 전시했다.
자코모 발라 생애
1902년경 그는 움베르토 보초니와 지노 세베리니에게 분할주의 기법을 가르쳤다. 필리포 톰마소 마리네티의 영향을 받아, 자코모 발라는 빛과 움직임, 속도를 회화적으로 표현하는 미래주의 양식을 받아들였다. 그는 1910년 ‘미래주의 선언’에 서명했으며, 당시 이미 확립된 예술가로서 다른 서명자들보다 약 10년가량 나이가 많았다. 그의 새로운 회화 양식을 대표하는 작품으로는 1912년의 《줄에 매인 개의 움직임》과 1914년작 《추상적 속도 + 소리》(이탈리아어: Velocità astratta + rumore)가 있다.
자코모 발라 생애
그는 또한 《미래주의 회화: 기술 선언문》(Futurist Painting: Technical Manifesto)의 저자로, 회화는 “역동적 감각 그 자체를 포착해야 한다”고 주장했다. 1914년에는 미래주의 가구와 이른바 ‘반중립적(antineutral)’ 의상을 디자인하기 시작했으며, 조각 작업에도 착수했다. 1915년에는 ‘힘의 선’(Linee di forza del pugno di Boccioni)을 주제로 한 잘 알려진 조각 작품 《보초니의 주먹》(이탈리아어: Linee di forza del pugno di Boccioni)을 제작했다.
발라는 처음에는 파시즘에 호의적이었으나 이후 입장을 바꾸었고, 이로 인해 한때 그를 높이 평가하던 이탈리아 정권과 문화계에서 외면당했다. 그러나 전쟁이 끝난 뒤 그의 작품은 다시 긍정적인 평가를 받았다. 1930년대에 그는 미래주의와 추상을 모두 포기하고 자연주의적 화풍으로 돌아갔다. 자코모 발라는 1958년 3월 1일 로마의 자택에서 사망했다.
자코모 발라 주요 작품
발라의 1909년 작품 《가로등》은 빛, 대기, 움직임에 대한 그의 탐구를 잘 보여준다. 이 작품에서 발라는 붓놀림으로 반복되는 V자 형태의 패턴을 사용했다. 강하고 명확한 붓자국은 가로등에서 뿜어져 나오는 에너지와 밝기를 표현한다. 또한 발라는 강렬한 색채를 사용했는데, 램프 중심의 흰색과 노란색이 바깥쪽으로 갈수록 점차 차가운 색조로 바뀌며 확산된다.
발라의 가장 유명한 작품인 1912년의 《줄에 매인 개의 움직임》은 움직임, 나아가 시간의 흐름을 회화라는 매체를 통해 표현하려는 시도를 보여준다. 이 작품에서 그는 움직이는 대상을 여러 단계로 동시에 보여줌으로써 운동의 순간을 포착했다. 발라는 개가 주인을 따라가며 안간힘을 쓰는 동작을 정확히 표현하기 위해, 여러 개의 다리, 꼬리, 그리고 줄을 반복해서 그렸다. 이러한 접근법은 여러 면을 동시에 보여주려는 입체주의의 영향 아래 있으며, 또한 움직임의 여러 단계를 사진으로 포착하던 초기 기법인 크로노포토그래피(연속사진술)에 대한 오마주이기도 하다.
자코모 발라 주요 작품
1912년작 《바이올리니스트의 손》은 연주 중인 음악가의 격렬한 손동작을 묘사한 것으로, 입체주의와 에티엔쥘 마레, 에드워드 마이브리지의 사진 실험에서 영감을 얻었다.
발라는 1912년부터 1914년 사이에 제작된 추상 시리즈 《무지갯빛의 상호침투》에서 빛의 경험을 사물 인식과 분리해 표현하려는 시도를 보였다.
1913~1914년에 제작된 《추상적 속도 + 소리》는 자동차로 상징된 속도의 연구로, 원래는 삼면화의 일부였을 것으로 추측된다.
자코모 발라 유산
1987년, 그의 작품 일부가 독일 카셀에서 5년마다 열리는 근대 미술 및 현대 미술 전시회 도쿠멘타 8에 전시되었다.
그는 작품 속에서 움직임을 표현하는 데 주력했지만, 다른 주요 미래주의자들과 달리 기계나 폭력에는 관심이 없었으며, 재치 있고 기발한 작품을 주로 선보였다.
유사 동기식 디지털 계위
유사 동기식 디지털 계위(Plesiochronous digital hierarchy, PDH)는 광섬유 및 마이크로파 무선 시스템과 같은 디지털 전송 장비를 통해 대량의 데이터를 전송하는 데 사용되는 통신 네트워크 기술이다. 유사 동기(준동기)라는 용어는 그리스어 plēsios (가까운)와 chronos (시간)에서 파생되었으며, PDH 네트워크가 네트워크의 여러 부분이 거의 완벽하게 동기화되지 않은 상태로 실행된다는 사실을 나타낸다.
백본 전송 네트워크는 2000년 전후 10년 동안 PDH 네트워크를 동기식 디지털 계위(SDH) 또는 동기식 광통신 (SONET) 장비로 대체했다. 이 장비의 플로팅 페이로드는 PDH 네트워크 기술의 더 엄격한 타이밍 요구 사항을 완화했다. 1998년 북미에서만 45억 달러의 비용이 들었다. p. 171.
유사 동기식 디지털 계위
PDH는 명목상 동일한 속도로 실행되지만 명목 속도 주변에서 속도에 약간의 변화를 허용하는 데이터 스트림 전송을 허용한다. 비유적으로, 두 개의 시계는 명목상 동일한 속도로 실행되며 매분 60초를 기록한다. 그러나 시계 사이에 정확히 동일한 속도로 실행됨을 보장하는 링크는 없으며, 하나가 다른 하나보다 약간 더 빠르게 실행될 가능성이 높다.
유사 동기식 디지털 계위 구현
데이터 전송 속도는 데이터를 생성하는 장비의 클럭에 의해 제어된다. 속도는 2048 kbit/s의 ±50 ppm까지 허용된다(ITU-T 권고에 따름). 이는 서로 다른 데이터 스트림이 서로 약간 다른 속도로 실행될 수 있음을 의미한다.
여러 데이터 스트림을 하나의 공통 전송 매체를 통해 한 곳에서 다른 곳으로 전송하려면 이들을 4개 그룹으로 다중화한다. 4개의 데이터 스트림 각각이 반드시 동일한 속도로 실행되는 것은 아니므로, 약간의 보상이 도입되어야 한다. 일반적으로 다중화기는 4개의 들어오는 2.048 Mbit/s 데이터 스트림에서 데이터를 가져와 각 스트림을 버퍼 저장소를 통해 2.112 Mbit/s 스트림으로 공급하며, 각 프레임에 일련의 고정된 간격을 남긴다.
따라서 데이터 속도는 2.112 Mbit/s × (프레임의 비트 수 – 간격 수)/(프레임의 비트 수)이다.
유사 동기식 디지털 계위 구현
이는 2.048 Mbit/s + 50ppm보다 약간 크다. 추가 간격이 추가되면 2.048 Mbit/s – 50ppm보다 약간 작아진다. 따라서 평균적으로 일부 프레임에 간격을 추가하고 다른 프레임에는 추가하지 않음으로써 데이터 속도를 들어오는 속도와 정확히 같게 만들 수 있다. 이 추가 간격은 프레임의 고정된 위치에 있으며 "스터핑 가능한 비트"라고 한다. 데이터가 포함되어 있지 않으면, 즉 간격이면 "스터핑"된다. 이제 4개의 데이터 스트림의 데이터는 동기화된 2.112 Mbit/s의 4개의 데이터 스트림에 포함되며, 스트림 #1에서 1비트를 가져오고, 이어서 스트림 #2, #3, #4 등에서 1비트를 가져옴으로써 8.448 Mbit/s의 단일 스트림으로 쉽게 다중화될 수 있다. 고정된 간격 중 일부는 다중 해제기가 각 프레임의 시작을 식별할 수 있도록 동기화 워드를 수용하고, 다른 일부는 스터핑 가능한 비트가 스터핑되었는지 또는 데이터가 포함되었는지 여부를 알려주는 각 스트림의 제어 비트를 포함한다. 그런 다음 프로세스는 다중 해제기에 의해 역전될 수 있으며 이전과 정확히 동일한 비트 속도로 4개의 데이터 스트림이 생성된다. 타이밍 불규칙성은 위상 고정 루프를 사용하여 해결된다.
유사 동기식 디지털 계위 구현
이 방식은 필요한 즉시 스터핑된 비트를 추가하는 것을 허용하지 않는데, 이는 스터핑 가능한 비트가 프레임의 고정된 지점에 있기 때문이다. 따라서 스터핑 가능한 비트 시간 슬롯까지 기다려야 한다. 이 대기 시간은 주파수가 임의로 낮을 수 있는, 즉 0까지 낮을 수 있는 "대기 시간 지터"를 유발하며, 따라서 위상 고정 루프의 필터링 효과에 의해 완전히 제거될 수 없다. 최악의 스터핑 비율은 2개 프레임 중 1개인데, 이는 이론적으로 0.5비트의 지터를 제공한다. 따라서 스터핑 비율은 이론적 최소 지터를 제공하도록 신중하게 선택된다. 그러나 실제 시스템에서는 스터핑 여부에 대한 실제 결정은 입력 버퍼 저장소의 읽기 주소와 쓰기 주소를 비교하여 이루어질 수 있다. 결정이 이루어지는 프레임 내 위치는 다양하며 저장소 길이에 따라 달라지는 두 번째 변수를 추가한다.
유사 동기식 디지털 계위 구현
이 과정은 때때로 "펄스 정당화(pulse justification)"라고 불리는데, 이는 인쇄에서 "정당화"가 각 줄이 전체 열 너비를 차지하도록 간격을 추가하는 것을 의미하기 때문이다. 이 용어가 선호된 이유는 "...... 스터핑 가능한 비트를 스터핑하는 것"과 "대기 시간 지터는 스터핑 가능한 비트를 스터핑하기를 기다리는 동안 발생하는 지터"라는 표현이 기술적으로는 정확하지만 용어법처럼 들리기 때문이라고 믿어진다.
유사한 기술은 4개의 8Mbit/s를 함께 결합하고, 비트 스터핑 및 프레임 정렬을 추가하여 34Mbit/s를 제공하는 데 사용된다. 4개의 34Mbit/s는 140Mbit/s를 제공한다. 4개의 140Mbit/s는 565Mbit/s를 제공한다.