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 n[/math]: [math]\langle q, c_1 c_2 c_3 ...c_n\beta \rangle \vdash \langle u_1, c_2 c_3 ...c_n\beta \rangle \vdash \langle u_2, c_3 ...c_n\beta \rangle ...\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 тоже является автоматным языком, так как можно построить из НКА эквивалентный ДКА, поэтому 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

Этот алгоритм решает следующую задачу: заданы НКА и слово, нужно определить допускает ли НКА данное слово.

По сравнению с ДКА, определить, допускает ли НКА слово, сложнее, так как из состояния теперь есть несколько переходов по букве и выбрать случайный переход нельзя. Поступим по-другому: 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]

Пусть нам нужно определить допускает ли НКА слово [math] w [/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]. 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], как же получить [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 добавлять символ к строке, возьмем [math] R(\varepsilon) [/math], будем добавлять [math] w_1, w_2 \ldots w_{|w|} [/math] и находить для каждого [math] R(w_1\ldots w_k) [/math].

Когда мы получим [math] R(w) [/math], проверим, есть ли в нем 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] then
           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