WikiDer > Альтернативный конечный автомат - Википедия

В теория автоматов, переменный конечный автомат (AFA) это недетерминированный конечный автомат переходы которых делятся на экзистенциальный и универсальный переходы. Например, пусть А быть альтернативным автомат.

• Для экзистенциального перехода ${ displaystyle (q, a, q_ {1} vee q_ {2})}$, А недетерминированно выбирает переключение состояния на любой ${ displaystyle q_ {1}}$ или же ${ displaystyle q_ {2}}$, чтение а. Таким образом, ведя себя как обычный недетерминированный конечный автомат.
• Для универсального перехода ${ Displaystyle (д, а, д_ {1} клин д_ {2})}$, А переезжает в ${ displaystyle q_ {1}}$ и ${ displaystyle q_ {2}}$, чтение а, имитирующий поведение параллельной машины.

Обратите внимание, что из-за универсальной количественной оценки цикл представлен циклом дерево. А принимает слово ш, если здесь существуют дерево бега на ш такой, что каждый path заканчивается в состоянии принятия.

Основная теорема утверждает, что любой AFA эквивалентен детерминированный конечный автомат (DFA), следовательно, AFA принимают именно обычные языки.

Часто используется альтернативная модель, в которой логические комбинации представлены как статьи. Например, можно предположить, что комбинации находятся в дизъюнктивная нормальная форма так что ${ Displaystyle { {q_ {1} }, {q_ {2}, q_ {3} } }}$ будет представлять ${ displaystyle q_ {1} vee (q_ {2} wedge q_ {3})}$. Штат тт (истинный) представлен ${ Displaystyle { {} }}$ в этом случае и ff (ложный) к ${ displaystyle varnothing}$.Это представление предложения обычно более эффективно.

Формальное определение

Альтернативный конечный автомат (AFA) - это 6-кратный,${ Displaystyle (S ( существует), S ( forall), Sigma, delta, P_ {0}, F)}$, куда

• ${ Displaystyle S ( существует)}$ конечный набор экзистенциальных состояний. Также обычно представлен как ${ Displaystyle S ( vee)}$.
• ${ Displaystyle S ( forall)}$ конечный набор универсальных состояний. Также обычно представлен как ${ Displaystyle S ( клин)}$.
• ${ Displaystyle Sigma}$ - конечный набор входных символов.
• ${ displaystyle delta}$ набор отношений перехода к следующему состоянию ${ Displaystyle (S ( существует) чашка S ( forall)) раз ( Sigma cup { varepsilon }) to 2 ^ {S ( exists) cup S ( forall)}}$.
• ${ Displaystyle P_ {0}}$ - начальное (стартовое) состояние, такое что ${ Displaystyle P_ {0} в S ( существует) чашка S ( forall)}$.
• ${ Displaystyle F}$ набор принимающих (конечных) состояний такой, что ${ Displaystyle F substeq S ( существует) чашка S ( forall)}$.

Модель была представлена Чандра, Козен и Stockmeyer.^[1]

Сложность состояния

Хотя AFA может принять именно обычные языки, они отличаются от других типов конечных автоматов краткостью описания, измеряемой числом их состояний.

Chandra et al.^[1] доказал, что преобразование ${ displaystyle n}$-state AFA к эквивалентному DFA требует ${ displaystyle 2 ^ {2 ^ {n}}}$ состояния в худшем случае. Еще одна конструкция Феллах, Юргенсен и Ю.^[2] преобразует AFA с ${ displaystyle n}$ заявляет недетерминированный конечный автомат (NFA) до ${ Displaystyle 2 ^ {п}}$ состояний, выполняя конструкцию набора мощности, аналогичную той, которая используется для преобразования NFA в DFA.

Вычислительная сложность

Проблема членства спрашивает, учитывая AFA ${ displaystyle A}$ и слово ${ displaystyle w}$, ли ${ displaystyle A}$ принимает ${ displaystyle w}$. Эта проблема P-полный.^[3] Это верно даже для одноэлементного алфавита, т.е. когда автомат принимает унарный язык.

Проблема непустоты (является ли язык входящего AFA непустым?), Проблема универсальности (является ли дополнение языка входного AFA пустым?) И проблема эквивалентности (распознают ли два входных AFA один и тот же язык ) находятся PSPACE-полный для AFA^{[3]:Теоремы 23, 24, 25.}.

Рекомендации

• Пиппенгер, Николас (1997). Теории вычислимости. Издательство Кембриджского университета. ISBN 978-0-521-55380-3.