Недетерминированные конечные автоматы

Определение:

Недетерминированный конечный автомат (НКА) — пятерка [math]\langle \Sigma , Q, s \in Q, T \subset Q, \delta : Q \times \Sigma \to 2^Q \rangle[/math], где [math]\Sigma[/math] — алфавит, [math]Q[/math] — множество состояний автомата, [math]s[/math] — начальное состояние автомата, [math]T[/math] — множество допускающих состояний автомата, [math]\delta[/math] — функция переходов. Таким образом, единственное отличие НКА от ДКА — существование нескольких переходов по одному символу из одного состояния.

Процесс допуска

Определение:

Мгновенная кофигурация — пара [math] \langle p, q \rangle [/math], [math] p \in Q [/math], [math] q \in \Sigma^*[/math].

Определим некоторые операции для мгновенных конфигураций.

Определение:

Говорят, что [math] \langle p, \beta \rangle[/math] выводится за один шаг из [math]\langle q, \alpha \rangle [/math], если: [math]\alpha = c\beta[/math]; [math]p \in \delta (q, c)[/math]. Это также записывают так: [math]\langle q, \alpha \rangle \vdash \langle p, \beta \rangle[/math].

Определение:

Говорят, что [math] \langle p, \beta \rangle[/math] выводится за ноль и более шагов из [math]\langle q, \alpha \rangle [/math], если [math]\exists c_1, c_2 \ldots c_n[/math]: [math]\langle q, c_1 c_2 \ldots c_n \beta\rangle \vdash \langle u_1, c_2 c_3 \ldots c_n \beta\rangle \vdash \langle u_2, c_3 \ldots c_n \beta\rangle \ldots \vdash \langle u_{n-1}, c_n \beta\rangle \vdash \langle p, \beta \rangle[/math]. Это также записывают так: [math]\langle q, \alpha \rangle \vdash^* \langle p, \beta \rangle[/math].

Определение:

НКА допускает слово [math]\alpha[/math], если [math]\exists t \in T: \langle s, \alpha \rangle \vdash^* \langle t, \varepsilon \rangle[/math].

Менее формально это можно описать так: НКА допускает слово [math] \alpha [/math], если существует путь из начального состояния в какое-то терминальное, такое что буквы, выписанные с переходов на этом пути по порядку, образуют слово [math] \alpha [/math].

Язык автомата

Определение:

Множество слов, допускаемых автоматом [math] \mathcal{A} [/math], называется языком НКА [math] \mathcal{A} [/math]. [math] \mathcal{L}(\mathcal{A}) = \lbrace w | \exists t \in T : \langle s, w \rangle \vdash^* \langle t, \varepsilon \rangle \rbrace [/math].

Язык НКА является автоматным языком, так как для любого НКА можно построить эквивалентный ему ДКА, а значит, вычислительная мощность этих двух автоматов совпадает.

Пример

Это НКА, который распознает язык из алфавита [math] \lbrace 0, 1 \rbrace [/math], где на четвертой с конца позиции стоит 0.

Алгоритм, определяющий допустимость автоматом слова

Постановка задачи

Пусть заданы НКА и слово [math]w[/math]. Требуется определить, допускает ли НКА данное слово.

Алгоритм

Определим множество всех достижимых состояний из стартового по слову [math] \alpha [/math] : [math] R(\alpha) = \lbrace p | \langle s, \alpha \rangle \vdash^* \langle p, \varepsilon \rangle \rbrace [/math].

Заметим, что если [math] \exists t \in T : t \in R(w) [/math], то слово допускается, так как [math] \langle s, w \rangle \vdash^* \langle t, \varepsilon \rangle [/math] по определению [math] R(w) [/math]. Таким образом, алгоритм состоит в том, чтобы построить [math] R(w) [/math].

Очевидно, что [math] R(\varepsilon) = \lbrace s \rbrace [/math]. Пусть мы построили [math] R(\alpha) [/math], построим [math] R(\alpha c)[/math], где [math] c \in \Sigma [/math]. Заметим, что [math] R(\alpha c) = \lbrace q | q \in \delta(p, c), p \in R(\alpha) \rbrace [/math], так как

[math] \langle s, \alpha \rangle \vdash^* \langle p, \varepsilon \rangle \Rightarrow \langle s, \alpha c \rangle \vdash^* \langle p, c \rangle \vdash \langle q, \varepsilon \rangle \Rightarrow \langle s, \alpha c \rangle \vdash^* \langle q, \varepsilon \rangle [/math], [math] \forall q \in \delta(p, c) [/math].

Теперь, когда мы научились по [math] R(\alpha) [/math] строить [math] R(\alpha c)[/math], возьмем [math] R(\varepsilon) [/math] и будем последовательно вычислять [math]R(w[1]\ldots w[k])[/math] для [math]k=1..|w|[/math].

Таким образом, мы получим [math]R(w)[/math], и всё, что осталось — проверить, есть ли в нём терминальное состояние.

Псевдокод

[math] R_0 = \lbrace s \rbrace [/math]
for i = 1 to length(w) do
   [math] R_i = \varnothing [/math]
   for [math] p \in R_{i - 1} [/math] do
       [math] R_i = R_i \cup \delta(p, w[i]) [/math]
accepts = False
for [math] t \in T [/math] do
   if [math] t \in R_{|w|} [/math]
      accepts = True

Время работы алгоритма: [math] \mathop O(|w|\sum\limits_{t \in Q} \sum\limits_{c \in \Sigma} |\delta(t, c)|) [/math].

См. также

• Детерминированные конечные автоматы
• Построение по НКА эквивалентного ДКА, алгоритм Томпсона

Литература

• Ю. Громкович — Теоретическая информатика. Введение в теорию автоматов, теорию вычислимости, теорию сложности, теорию алгоритмов, рандомизацию, теорию связи и криптографию : Пер. с нем. — издательство БХВ-Петербург, 2010. — 336 с. : ISBN 978-5-9775-0406-5