WikiDer > Альтернативный конечный автомат - Википедия

Alternating finite automaton - Wikipedia

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 , А недетерминированно выбирает переключение состояния на любой или же , чтение а. Таким образом, ведя себя как обычный недетерминированный конечный автомат.
  • Для универсального перехода , А переезжает в и , 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 будет представлять . Штат тт (истинный) представлен в этом случае и ff (ложный) к .Это представление предложения обычно более эффективно.

Формальное определение

Альтернативный конечный автомат (AFA) - это 6-кратный,, куда

  • конечный набор экзистенциальных состояний. Также обычно представлен как .
  • конечный набор универсальных состояний. Также обычно представлен как .
  • - конечный набор входных символов.
  • набор отношений перехода к следующему состоянию .
  • - начальное (стартовое) состояние, такое что .
  • набор принимающих (конечных) состояний такой, что .

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 -state AFA к эквивалентному DFA требует состояния в худшем случае. Еще одна конструкция Феллах, Юргенсен и Ю.[2] преобразует AFA с заявляет недетерминированный конечный автомат (NFA) до состояний, выполняя конструкцию набора мощности, аналогичную той, которая используется для преобразования NFA в DFA.

Вычислительная сложность

Проблема членства спрашивает, учитывая AFA и слово , ли принимает . 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

  1. ^ а б Chandra, Ashok K .; Kozen, Dexter C .; Стокмейер, Ларри Дж. (1981). «Чередование». Журнал ACM. 28 (1): 114–133. Дои:10.1145/322234.322243. ISSN 0004-5411.
  2. ^ Fellah, A .; Jürgensen, H .; Ю. С. (1990). «Конструкции для знакопеременных конечных автоматов ∗». Международный журнал компьютерной математики. 35 (1–4): 117–132. Дои:10.1080/00207169008803893. ISSN 0020-7160.
  3. ^ а б Теорема 19 из Хольцер, Маркус; Кутриб, Мартин (01.03.2011). «Описание и вычислительная сложность конечных автоматов. Обзор». Информация и вычисления. 209 (3): 456–470. Дои:10.1016 / j.ic.2010.11.013. ISSN 0890-5401.