- •18. Автоматы Мили с конечной памятью. Теорема Гилла.
- •19. Автоматы Мура. Теорема о сокращении. Теорема о неопределенности. Следствия.
- •20. Построение равносильного автомату Мили автомата Мура.
- •21.Построение равносильного автомату Мура автомата Мили.
- •22. Гомоморфизм и изоморфизм автоматов Мура.
- •23. Автоматы с магазинной памятью (мпа). Формальное представление. Принципы функционирования.
- •24. Язык мпа.
- •25 Машина Тьюринга (мт). Формальное представление. Принципы функционирования. Языки мт. Понятие останова мт.
- •26 Модификации мт. Память в состоянии. Многодорожечная мт. Подпрограммы.
- •27. Расширения мт. Многодорожечные мт. Недетерминированные мт.
- •28 Мт с ограничениями. Мт с полубесконечной лентой. Мультистековые мт. Счетчиковые мт.
- •29. Вычислительная мощность мт.
- •31. Регулярные выражения (рв) и языки. Операторы рв. Приоритеты операторов. Связь рв, дка, ε-нка, нка.
- •32. Преобразование дка в рв.
- •33. Преобразование дка в рв. Метод сокращения состояний.
- •34. Преобразование рв в конечный автомат.
- •35. Применение регулярных выражений.
- •37.Свойства регулярных языков (ря). Лемма о накачке для ря.
- •38. Свойства замкнутости ря
- •Временная сложность взаимных преобразований представлений регулярных языков. Вопросы разрешимости ря.
- •41.Деревья разбора. Определения. Свойства. Примеры.
- •42.Связь ксг с конечными автоматами. Нормальная форма Хомского.
- •43. Принцип микропрограммного управления. Теорема Глушкова. Понятия операционного и управляющих автоматов.
- •50.Кодирование внутренних состояний ца.
20. Построение равносильного автомату Мили автомата Мура.
Не каждый автомат Мили может быть представлен как автомат Мура. Однако в определенном смысле эти автоматы являются равносильными.
Пусть автомат М с параметрами (Z, X, Y, f, g) – автомат Мили, а автомат Мu с параметрами (Z', X, Y, f', h) – автомат Мура. Пусть g' и h' – сокращенные реакции
g'z(w)=gz(w)
h'z'(w)=hz'(ε)hz'(w)
Автоматы называются равносильными, если множество их реакций на X+ совпадают.
Для любого автомата Мура может быть построен равносильный ему автомат Мили. Причем, если автомат Мура сокращен, то и автомат Мили тоже сокращен. На множестве Z и Z' определим отношение R, которое переводит Z в Z', причем делает это таким образом, что f(z,x)≠f'(z,x) для всех x принадлежащих X
M=(Z', X, Y, f, g), где f'([z],x)=[f(z,x)]
g([z],x)=h(f([z],x))
В том случае, если Mu является сокращенным, тогда для всех z и z' принадлежащим Z [z] ≠ [z'], то g[z]= g[z']
Два автомата Мили равносильные автомату Мура, эквивалентны.
21.Построение равносильного автомату Мура автомата Мили.
Для каждого автомата Мили А= (Z, X, Y, f, g) можно задать равносильный автомат Мура В с не более чем |Z|-|Y| состояниями, причем сокращенный, если А - сокращенный. Автомат В будет иметь столько же состояний, сколько их у автомата А, тогда и только тогда, когда А представим как автомат Мура, т. е. когда для всех z и z' из Z и всех х и х' из X из равенства f(z, x)=f(z', x') вытекает равенство g(z, x)=g(z', х').
22. Гомоморфизм и изоморфизм автоматов Мура.
Пусть А= (Z, X, Y, f, h) и А'= (Z', X', Y', f', h') —два автомата Мура. Тройка отображений φ=( φz, φх, φу), где φz: ZZ', φх: ХХ' и φу: YY', называется гомоморфизмом (или, точнее, ZXY-гомоморфизмом) из А в А', если выполнены следующие условия:
1) (φz(f(z, x))=f'(φz(z),φх(х)) - для всех z из Z и всех х из X;
2) φу(h(z)) =h'(φz(z)) - для всех z из Z
φ называется гомоморфизмом из А на А' (эпиморфизмом), если отображения φz, φх и φу сюръективны. А' называется при этом гомоморфным образом А.
φ называется изоморфизмом из А на А', если ф — гомоморфизм из А на А' и отображения φz, φх, φу биективны. Если существует изоморфизм из А на А', то А и А' называются изоморфными.
Если одно из отображений, входящих в тройку φ, является тождественным, то оно исключается из φ.
Гомоморфный образ автомата Мура имеет в некотором смысле сходную, но, вообще говоря, более простую структуру. Изоморфные автоматы Мура совпадают с точностью до обозначений: говорят, что они равны с точностью до изоморфизма.
Если А' есть Z-гомоморфный образ А, то А' эквивалентен А. Обращение этого высказывания неверно: если два автомата Мура эквивалентны, то не обязательно один из них является гомоморфным образом другого.
Эквивалентность состояний z и φ(z) докажем полной индукцией по длине входных слов w.
Если |w|=0, т. е. w= Λ, =>
φ(f*(z, w))=φ(z)=f'*( φ (z), w) и hz(w)=h(z)=h'(φ(z)) = h'φ(z)(w)
Если |w|=l, т. е. w=x для некоторого х из X, то
φ(f*(z, w))= φ(f(z, x))=f'(φ(z), x)=f'*(φ(z), w);
hz(w)=hz(x)=h(z)h(f(z,x))=h'(φ(z))h'(φ(f(z,x)))=h'(φ(z))h'(f'(φ(z),x))=h'φ(z)(x)= =h'φ(z)(w).
Предположение индукции: для каждого слова v длины n (n принадлежит N) выполняются равенства φ (f*(z, v))=f'*(φ(z), v) и h'z(v)=h'φ(z)(v).
φ(f*(z, w))= φ(f(f*(z, v), x))=f'(φ(f*(z, v)), x) = f'(f'*(φ(z),v), x)= f'*(φ(z),w)
hz(w)=hz(v)h(f*(z, vx))=h' φ(z)(v)h'(φ(f*(z, vx)))= h'φ(z)(v) h'(f'*(φ(z), vx))
h'φ(z)(vx)=h'φ(z)(w).
Вторая часть утверждения будет доказана построением двух автоматов А и А'.