1.Сеть Мерлина

Ns=(A,T,I,O,Mo,λ^*,λ^** ), где λ^*={τ_i^*}это мн-во временных интервалов, обозначающих миним-ю задержку на дан.переходе. λ^***={τ_i^**}-это набор временных интервалов, обозначающих максим-е время задержки на каж.переходе.Т.о.время выполнения i-го перехода лежит в пределах: τ_i^* t_i τ_i^**.

2.Однозначные(е-сети).

N_Е=(A,Ар,А_R,Т,Mo),где А-мн-во позиций, Ар-мн-во перефирийных позиций, А_R-мн-во решающих позиций, Т-мн-во переходов. Каж.переход описывается мн-вом объектов: t_i=(S,τ(t_i),ρ), где S-тип перехода, τ(t_i)-время перехода, ρ-процедура перехода.

На базе СП м/о строить мин.ав-ты, если заменить нетерм-е сим-лы гр-ки на позиции, а терм-е на переходы.

В СП две позиции м.б.соеденены м/у собой т/о ч/з преходы, а переходы ч/з позиции. Т.е.в некоторых сл-ях н/о вводить доп-е позиции, кот-е будут соотв-ть введенным нетер-м симв-м.

//S→abA

18.Эквивалентность авт-в

Для каж-го конеч.ав-та сущ-т бескон-е кол-во др-х конеч-х ав-в, кот-е распоз-т те же цепочки. Но сущ-т единс-й кон.ав-т, кол-во состояний кот-го минимально. Два состояния наз.эквивалентными, если они одинаково реагируют на все продолжения входных цепочек. Состояние S конечного распоз-ля М экв-но сост-ю t кон-го распоз-ля N тогда и т/о тогда, когда авт-т М, начав работу в сост-ии S б/т допускать те же цепочки, что и ав-т N, начав работу в сост-ии t.

Из опред-ия эквив-х сост-й м/о дать опред-е экв-х авт-в: Авт-ты М и N экв-ны,тогда и т/о тогда, когда экв-ны их начальные состояния.

Проверка экв-ти сост-й основывается на:

1.условие подобия, т.е.сост-я S и t должны  или к допуск-м, или к отвергающим.

2.условие приемственности, т.е.для всех входных сим-в, сост-я S и t должны переходить в др-е эквивал-е сост-ия, т.е.их приемники д.б.эквив-ными.

(метод№1):метод таблиц экв-х сост-й.

	0	1
0	5	2	0
1	6	2	0
2	0	4	0
3	3	5	0
4	6	2	1
5	3	0	1
6	3	1	1

А	0	1
(0,1)	(5,6)	2
(5,6)	3	(0,1)

1.строется таблица эквив-сти сост-й(А), первыми запис-ся два начал-х сост-я, кот-е подверг-ся анализу.

2.выбирается строка в дан.таблице, ячейки кот-й еще не заполнены и проверяется подобны ли состояния, кот-ми она помечена. Если сост-я не подобны, то два исходных сост-я не эквив-ны и процесс завершен, если подобны, то вычисляется рез-т применения каж-го вход-го сим-ла к этой паре сост-й и записыв-сяполученные пары сост-й.

3. если пара разл-х сост-й(получ-х на 2 шаге) еще не использ-сь как метка, то она перепис-ся на новую строку.

4. если таблица завершена выписыв-ся все состояния, поражденные в ходе проверки,кот.б/т экв-ми сост-ми. В нашем пр-ре 0~1 и 5~6.

Сущ-т еще 1н метод №2:метод разбиения на непересекающиеся подмн-ва.

	0	1
0	5	2	0
1	6	2	0
2	0	4	0
3	3	5	0
4	6	2	1
5	3	0	1
6	3	1	1

1.все мн-во сос-й разбив-ся на 2 блока, 1н блок содержит т/о отверг-е, др-й т/о доп-щие сост-ия. Ни олно сост-е 1-го блока не м.б.экв-но как.либо состоянию из 2-го блока.

Р₁=({0,1,2,3},{4,5,6})

2.расс-м переходы в 1м блоке под возд-ем 0. из сост-й 0и1 переход в 5и6- доп-щие сост-ия, из 2и3 переход в 0и3-отверг-е сост-я, значит Р₂=({0,1},{2,3},{4},{5,6}).

3.расс-е поведение блока {2,3} если на входе дей-т серия сим-в 0: они не экв-ны, Р₃=({0,1},{2},{3},{4},{5,6}).

4.дальнейшие попытки разбить блок ={0,1}и {5,6}ничего не дают, значит 0~1 и 5~6.