Файл: Математические основы теории систем.pdf

57 вы
х
0
( , )
S
i
j
C x
C
δ
=
, где
C
j
− класс эквивалентности, содержащий состоя- ние δ
S
(
q
ir
,
x) (q
ir
∈C
i
− любое состояние из класса
C
i
);
0
( , )
( , )
S
i
S
ir
C x
q x
λ
= λ
Ясно, что автомат
0
S эквивалентен S и по построению не имеет экви- валентных состояний.
Покажем теперь, что автомат
0
S минимален. Предположим, что это не так и имеется эквивалентный автомату
0
S
автомат
0
S ′ с меньшим чис- лом состояний. Тогда по определению неотличимости для каждого со- стояния
0
S найдется эквивалентное ему состояние
0
S ′ , а поскольку в автомате
0
S ′ состояний меньше, чем в
0
S , то каким-то двум состояниям
0
S
окажется эквивалентным одно состояние
0
S ′ . В силу транзитивности эти два состояния
0
S будут эквивалентны, а это противоречит отсут- ствию в
0
S эквивалентных состояний. Следовательно,
0
S минимален.
Осталось показать, что любой другой минимальный автомат
0
S ′′
изо- морфен
0
S . Действительно, раз
0
S ′′ минимален, он имеет такое же число состояний, что и
0
S , то есть различным состояниям
0
S соответствуют различные же состояния
0
S ′′ . Это соответствие и есть искомый изомор- физм. Что и требовалось доказать.
Только что доказанная теорема, к сожалению, не конструктивна, по- скольку не дает метода нахождения классов эквивалентности. Само опре- деление неотличимости также не дает такого метода, поскольку предпола- гает перебор по бесконечному множеству входных слов. Среди многочис- ленных алгоритмов минимизации наибольшее распространение получил алгоритм Мили, который и приводится ниже (он описан индуктивно).
Дан автомат
S=(X,Q,Y,δ,λ) с n состояниями. На каждом шаге алгорит- ма строится некоторое разбиение
Q на классы, причем разбиение на каж- дом последующем шаге получается расщеплением некоторых классов предыдущего шага.
Шаг 1. Два состояния
q и q′′′′относим в один класс
1
j
C , если и только если для любого
x∈X λ(q,x)=λ(q′′′′,x).
Шаг
i+1. Два состояния q и q′′′′из одного класса
,
i j
C относим в один класс
1,
i
j
C
+
, если и только если для любого
х∈Х состояния δ(q,x) и δ(q ′′′′,x)

58 принадлежат одному и тому же классу
C
i,l
. Если
i+1-й шаг не меняет раз- биения, то алгоритм заканчивает свою работу и полученное разбиение является разбиением на классы эквивалентных состояний, в противном случае применяем шаг
i+1 к полученному разбиению.
Так как на каждом шаге число классов увеличивается (а всего их не более
n), то приведенный алгоритм заканчивается не больше, чем за
(
)
1
n − шагов. Нетрудно показать, что алгоритм действительно дает раз- биение на классы эквивалентности.
Пример 2.8.
Для автомата
А с восемью состояниями и двумя выход- ными буквами, заданного табл. 2.13, алгоритм строит следующую после- довательность разбиений:
1-й шаг: {1,5}, {2,3,8}, {4,6,7},
2-й шаг: {1,5}, {2}, {3,8}, {4,6,7},
3-й шаг: {1,5}, {2}, {3,8}, {4,7}, {6},
4-й шаг: {1,5}, {2}, {3}, {8}, {4,7}, {6}.
Т а б л и ц а 2 . 1 3
q\x
x
1
x
2
x
3 1
4,1 2,2 5,1 2
5,2 1,1 4,2 3
3,2 5,1 4,2 4
5,1 8,2 4,2 5
7,1 2,2 1,1 6
1,1 2,2 4,2 7
5,1 8,2 7,2 8
3,2 5,1 6,2
Последнее разбиение является искомым, т.е. минимальный автомат имеет шесть состояний. Если найденные классы переобозначить, напри- мер, по порядку: {1,5}→1; {2}→2, {3}→3, {8}→4, {4,7}→5, {6}→6, то автоматная таблица минимального автомата будет следующей:

59
q\x
x
1
x
2
x
3 1
5,1 2,2 1,1 2
1,2 1,1 5,2 3
3,2 1,1 5,2 4
3,2 1,1 6,2 5
1,1 4,2 5,2 6
1,1 2,2 5,2
2.2.7. Частичные автоматы и их свойства
Представим себе, что хотя бы одна из двух функций δ или λ является не полностью определенной, то есть для некоторых пар (состояние-вход) функция перехода или выхода не определена. Это отражается наличием прочерков в соответствующих местах автоматной таблицы или матрицы соединений. В графе переходов, где функция δ не определена, нарушено условие полноты. В таких случаях автомат называется
частичным,или не полностью определенным. Для частичного автомата задание функций
δ и λ нуждаются в уточнении. Удобно при этом пользоваться значком ≅ : запись
А≅Возначает,что либо А и В одновременно не определены, либо определены и равны.
Функция перехода
(
)
,
i
q
δ
x :
1) для каждой входной буквы функция ( , )
j
i
j
x
q x
δ
задана автоматной таблицей,
2) если функция
(
)
,
i
q
δ
x определена, то
(
)
(
)
(
)
,
, ,
i
j
i
j
q
x
q
x
δ
≅ δ δ
x
x
;
3) если функция
(
)
,
i
q
δ
x не определена, то
(
)
,
i
j
q
x
δ
x
не определена для всех
x
j
.
Выходная функция
(
)
,
i
q
λ
x :
(
)
(
)
(
)
,
,
,
i
j
i
j
q x
q
x
λ
≅ λ δ
x
x
Автоматный оператор
(
)
,
i
j
S q x :

60 1)
(
) (
)
,
,
i
j
i
j
S q x
q x
= λ
(если функция ( , )
i
j
q x
λ
не определена, то зна- чение
( , )
i
j
S q x – это прочерк);
2)
(
)
(
)
(
)
(
)
(
)
,
,
, ,
, если
,
i
j
i
i
j
i
S q x
S q
q
x
q
=
λ δ
δ
x
x
x
x определена. В случае если не определена
(
)
(
)
,
,
i
j
q
x
λ δ
x
, справа от
(
)
,
i
S q x
ставится прочерк;
3) если не определена функция
(
)
,
i
q
δ
x
,
то не определено и отобра- жение
(
)
,
i
j
S q x
x
Отсюда видна неравноправность функций δ
и λ: если δ не определена на слове x, то она не определена и на всех его продолжениях, а для функ- ции λ это не обязательно. На графе это наглядно видно: если функция
(
)
,
i
q
δ
x не определена, то это значит, что не определен путь x из верши- ны
q
i
, поэтому не ясно, как его продолжить. Если же
(
)
,
i
q
δ
x
определена, следовательно, определен путь x из вершины
q
i
, то, идя по этому пути, можно прочесть и выходное слово (возможно, с прочерками там, где функция выхода не определена). Входное слово x
, для которого автомат- ное отображение
(
)
,
i
S q x
определено, называется
допустимым для q
i
Таким образом, отображение, индуцируемое частичным автоматом, явля- ется не чем иным, как частичным отображением, областью определения которого является множество допустимых слов данного автомата.
Понятие неотличимости для частичных автоматов также нуждается в корректировке. Наиболее простое обобщение этого понятия следующее.
Состояния
q
i
автомата
S и r
j
автомата
Т называются псевдонеотличимы-
ми, если для любого слова x
(
)
( )
,
,
i
j
S q
T r
≅
x
x
, то есть если области определения операторов
S и Т совпадают и в этих областях q
i
и r
j эквива- лентны. Автоматы
S и Т псевдонеотличимы, если для любого состояния S найдется псевдонеотличимое состояние
Т и наоборот. Достоинство тако- го определения в том, что оно совпадает с обычным определением неот- личимости для вполне определенных автоматов и, кроме того, является отношением эквивалентности. Недостаток же этого определения в том, что оно искусственно сужает рассматриваемые классы псевдонеотличи- мых автоматов, требуя совпадения областей определения сравниваемых состояний. То есть понятие псевдонеотличимости слишком слабое и не учитывает всех возможностей, скажем, минимизации автоматов.

61
Для частичных автоматов часто используются понятия эквивалентно- го и изоморфного продолжения (покрытия) автоматов. Для иллюстрации этих понятий рассмотрим автомат, заданный табл. 2.14
Т а б л и ц а 2 . 1 4
q\x
x
1
x
2
x
3 1
2,0
-
3,-
2
-
1,-
3,0 3
2,1 1,-
3,0
Возьмем состояние 2 и 3 (
q
2
и
q
3
). Область определения для
q
2
содер- жится в области определения для
q
3 и, кроме того, в области определения для
q
2
выполняется условие
(
)
(
)
2 3
,
,
S q
S q
=
x
x
для любого слова x, так как при любой входной букве
x
(
)
(
)
2 3
,
,
q x
q x
λ
= λ
и
(
)
(
)
2 3
,
,
q x
q x
δ
= δ
Поскольку область определения для
q
3 включает в себя область опреде- ления для
q
2
, то можно сказать, что возможности состояния
q
3
больше, чем
q
2
, на тех словах, на которых
(
)
2
,
S q x
не определено, а
(
)
3
,
S q x
определено. Если заменить теперь состояние
q
2 на
q
3
(просто вычеркнуть строку
q
2
, а переходы в
q
2
поменять на переходы в q
3
), то получим авто- мат
S ′′′′
, который «делает больше, чем
S
». Говорят, что автомат
S ′′′′
по- крывает автомат
S
, или является продолжением автомата
S
, или автомат
S ′′′′
содержит (включает) автомат
S.
В этом случае
S ′′′′
есть эквивалентное продолжение, покрытие или надавтомат автомата
S
, а
S
– эквивалентное сужение или подавтомат автомата
S ′′′′
. Это обозначается как ' или '
S
S
S
S
⊆
⊇
Дадим более строгое определение покрытия. Состояние
q
i автомата
S
покрывает (включает) состояние
r
j
автомата
Т
(
S
и
Т
могут совпадать), если для любого слова x из того, что
( )
,
j
T r x
определено, следует, что
(
)
,
i
S q x
определено и
( )
(
)
,
,
j
i
T r
S q
=
x
x
. Автомат
S
включает (покрыва- ет) автомат
Т,
если для любого состояния
Т
найдется покрывающее его состояние
S
. Таким образом, автомат
(
)
,
, , ,
S
S
S
S
S
S
X Q Y
=
δ λ
покрывает автомат
(
)
,
, ,
,
T
T
T
T
T
T
X Q Y
=
δ λ
, если
,
T
S
T
S
X
X
Y
Y
⊆
⊆
, а автоматное

62 отображение
(
)
,
S
S
S q x
*
(
,
)
S
S
S
S
q
Q
X
∈
∈
x
продолжает отображение
(
)
,
T
T
T q
x
(
,
T
T
q
Q
∈
*
)
T
T
X
∈
x
на множестве
X
S
*
Пусть теперь
S,Т
и
W
– автоматы, удовлетворяющие условиям
S∼Т
и
Т⊆W.
Тогда автомат
S
является изоморфно вложенным в
W
. Можно так- же сказать, что
W
является изоморфным продолжением
S
, а автомат
S
является изоморфным сужением автомата
W.
Обозначается это
S W
⊂
ɶ
.
Можно показать, что отношение покрытия (равно как и изоморфного вложения) автоматов обладает следующими свойствами:
−
A
A
⊆
(рефлексивность);
−
(
) & (
)
A
B
B
A
A B
⊆
⊆
=
֏
(антисимметричность),
−
(
) & (
)
A B
B C
A C
⊆
⊆
⊆
֏
(транзитивность), т. е. являются отношениями нестрогого порядка.
Вернемся к табл. 2.14 и обратим теперь внимание на состояния 1 и 2.
Они примечательны тем, что можно придумать состояние, покрывающее и
q
1
, и
q
2
. Например, это будет некоторое состояние 4: 2,0; 1, - ; 3,0. Такие состояния
q
1 и
q
2
называются совместимыми.
Состояния
q
i
автомата
S
и
r
j
автомата
Т
(может быть
S
=
T
)
совмести-
мы
, если существует состояние
p
k
(возможно, какого-то третьего автома- та
W
), покрывающее и
q
i
и
r
j
. Автоматы
S
и Т
совместимы
, если суще- ствует автомат
W
, включающий
S
и
Т
. Можно дать определение совме- стимости автоматов, рассматривая автоматные отображения: состояния
q
j и
r
j
совместимы, если для любого слова x либо одно из отображений
(
)
,
i
S q x
и
( )
,
j
T r x
не определено, либо выходные слова
(
)
,
i
S q x
и
( )
,
j
T r x
(они могут содержать прочерки) непротиворечивы, т.е. не со- держат на одинаковых местах разных букв.
Используя понятия совместимости и покрытия, можно предложить план минимизации частичных автоматов, аналогичный методу миними- зации вполне определенных автоматов: находим совместимые состояния и заменяем их покрывающим состоянием. Однако здесь имеются некото- рые трудности. Отношение совместимости в отличие от неотличимости и отношения включения нетранзитивно и не является отношением эквива- лентности. Это означает, что классы совместимости могут пересекаться.
Назовем систему классов совместимости
полной,
если
1 2
k
C
C
C
Q
∪
∪ ∪
=
и
замкнутой,
если из того, что состояния
q
и
q′′′′
находятся в одном классе совместимости, например в
С
i
(
,
)
i
i
q C q
C
∈
∈
′′′′
,

63 следует, что состояния
( )
,
q
δ
x
и
(
)
,
q
δ
x
′′′′
также находятся в одном классе совместимости, например в
С
j
, всякий раз, когда соответствующие функ- ции перехода определены.
Имеется теорема (Полла–Ангера), аналогичная теореме 2.2.3:
Теорема 2.2.4.
Если для частичного автомата имеется полная и за- мкнутая система классов совместимости
С
1
… С
k
,
то существует автомат
S ′′′′
, включающий
S.
Автомат
(
)
,
, , ,
S
S
S
S
S
S
X Q Y δ λ
′ =
′ =
′ =
′ =
строится следую- щим образом. Множество состояний равно
{
}
1 2
,
,...,
S
k
Q
C C
C
=
. Для лю- бого
С
i
и любой буквы
x∈X
S
функция
( , )
S
i
j
C x
C
δ
=
′′′′
, если для некоторых
i
q C
∈ функция перехода
( , )
j
q x
C
δ
∈
;
( , )
S
i
C x
δ
′′′′
не определена, если для всех
q∈C
i
функция перехода
( , )
S
q x
δ
не определена. Функция выхода
(
)
,
S
i
C x
y
λ
=
′′′′
, если для некоторых состояний
q∈C
i
функция выхода
( )
,
S
q x
y
λ
= и
(
)
,
S
i
C x
λ
′′′′
не определена, если для всех
q∈C
i
функция
( , )
S
q x
λ
не определена. Нетрудно видеть, что состояние
C
i
автомата
S ′′′′
покрывает все состоянияиз класса совместимости
C
i
автомата
S
и, следо- вательно (ввиду полноты системы классов
{ }
i
C
), автомат
S ′′′′
покрывает автомат
S
. Что и требовалось доказать.
Если автомат
S
полностью определен, обе теоремы (2.2.3 и 2.2.4) сов- падают.
Для минимизации частичных автоматов можно использовать и алго- ритм Мили. При этом нужно сначала построить различные доопределе- ния частичного автомата до полных автоматов (конечно, они будут по- крывать исходный автомат), а затем минимизировать полученные полные автоматы по алгоритму Мили.
Реализация этого пути на практике сталкивается со значительными, порой непреодолимыми трудностями. По крайней мере, две из них за- служивают особого внимания.
1. Доопределить частичный автомат
S
можно различным образом. При этом получаются автоматы, скажем
S
1
,
… S
N
, неэквивалентные между со- бой. Соответствующие минимальные автоматы
10 0
,...,
N
S
S
могут иметь различное число состояний, и также неэквивалентны между собой, т. е. их нельзя получить друг из друга эквивалентными преобразованиями.
Поэтому результат минимизации будет сильно зависеть от того, насколь- ко удачно мы доопределим исходный частичный автомат. Кроме того, полученный результат нельзя улучшить эквивалентными преобразовани-