Шпоры по теории автоматов / шпора
.doc
17.Классификация сетей Петри. Применение СП в теории ав-в. 1.автоматные графы-это СП с 1ой входной и 1ой выходной дугой из каждого перехода. 2.Маркированные графы-Сп с ограничением на число входных и выходных переходов и позиций. 3.Чистые СП 4.Сеть свободного выбора. Им.ограничение:каж-я выходная дуга от позиции явл-ся или ее единственным выходом или ее един-м входом перехода. 5.Простая СП. Отличается наличием у каж-го перехода не более чем 1й входной позиции, имеющей более одного выхода. 6.Устойчивые СП. Исходные СП (вышеперечисленные)указывают лишь на возможность реализации послед-ти переходов без учета времени переходов. Расширенные СП содержат доп.объекты, позволяющие учесть время переходов, вероят-ти переходов и т.д. 1.Временные СП. Описыв-ся 7объектами: Ns=(A,T,I,O,Mo,,ν), Где =(τ1,τ2,... τi)временная база. ν: А*→,ф-ция временных задержек. В эти сети вводится пассивное состояние метки в позициях: если в позицию поступает метка, то она не м/т учав-ть в возбуждении перехода, в течении опред.времени. 2.Стахостические СП. Временные сети, у которых каж.дуге соответ-т вер-ть блуждания метки в сети. 3.Маркированные СП. Вводят вектор состояния сети и выполняют расчет вер-ти нахождения сети в каждом состоянии, т.о.описывают структуру сис-мы. 4.Нагруженные СП. Испол-т для представления ресурсов, алгоритмов, прог-мм, процессов. 5.Логические СП. Разновидность Нагр.СП(4) описывают структуры данных, ф-ции и алгоритмы управ-я. Действия соотв-т логич-м ф-циям. 6.Структурированные СП. Испол-т описание сис-мы виде совокупности элем-в, хранящихся в базах данных. 7.Составные СП. Содержат модули из сетей различного типа. Из расширенных СП выделяют два типа: 1.Сеть Мерлина Ns=(A,T,I,O,Mo,λ*,λ**), где λ*={τi*}это мн-во временных интервалов, обозначающих миним-ю задержку на дан.переходе. λ***={τi**}-это набор временных интервалов, обозначающих максим-е время задержки на каж.переходе.Т.о.время выполнения i-го перехода лежит в пределах: τi* ti τi**. 2.Однозначные(Е-сети). NЕ=(A,Ар,АR,Т,Mo),где А-мн-во позиций, Ар-мн-во перефирийных позиций, АR-мн-во решающих позиций, Т-мн-во переходов. Каж.переход описывается мн-вом объектов: ti=(S,τ(ti),ρ), где S-тип перехода, τ(ti)-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
21.Сеть ав-ов. Сеть испол-ся как модель, описывающая работу некот-й совок-ти авт-в. N(net)=(z,{Si},w,{fi},{ψi},g). 1.z входной алф-т 2.{Si}-мн-во полуав-в(базис сети), каж.полуав-т(компонентный ав-т):Si=(Аi,zi,δi), структура кот-го: zi={zi', zi"}, где zi'-внутрен.вход.алф-т ав-та Si, zi"-внешний вход.алф-т. Аi -мн-во сост-й δi -показ-т: zi* Аi → Аi. 3.w-выходной алф-т сети 4.{fi}- мн-во ф-ций соединения полуав-в(структура сети) 5.{ψi}- мн-во входных ф-ций. 6.g- формирователь выходной ф-ции сети. Полуав-ты Si явл-ся ав-ми Мура и обладают полнотой выходов это значит, что каж-у сост-ию ав-та соответ-ет свой единств-й выходной сигнал, поэтому м/о отождествлять сост-я ав-та с его выход-м сигналом , т.е. выходной алф-т и мн-во сост-й совпадают. Поэтому ф-ция λ не нужна (такой ав-т полностью задается тройкой объектов). Как бы не была длина цепочка, включающая в себя полуав-ты, задержка на выходе посл-го элемента не зависит от кол-ва впереди стоящих. Если на схему g поступает вход-й сигнал z, то резуль-й ав-т б/т ав-м Мили, если этой связи нет – ав-м Мура. Обобщенная структура сети:
|
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.
1.строется
таблица эквив-сти сост-й(А), первыми
запис-ся два начал-х сост-я, кот-е
подверг-ся анализу.
* 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) 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. 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 одно сост-е 1-го блока не м.б.экв-но как.либо состоянию из 2-го блока. (см табл.*) 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. 25. Синтез абст-х ав-ов:исключение недост-х сост-й, минимизация. При синтезе ав-та н/о учитывать понятие приведенного ав-та-авт-та, в кот.отсутствуют недостиж-е сост-ия и нет эквив-х сост-й, такие ав-ты им-т миним-но возможное число сост-й и более компактно реализ-ся на ЭВМ. Для решения каж.задачи сущ-т единст-й приведенный ав-т. Для его получения н/о исключить недостижимые и эквив-е сост-я из ав-та. Недостижимым наз. состояние, в которое нельзя попасть из нач-го сост-ия ни при какой входной цепочке. Из таблицы, задающей ав-т н/о установить недостиж-е состояния и устранить их как бесполезные. Иногда эти состояния видно сразу, но чаще необх-мо выполнить сл-й алгоритм, чтобы выявить эти сост-ия: 1.начать список с начал-го состояния. 2.для каж-го сост-ия, уже внесенного в список, добавить все еще не занесенные в него сос-ия, кот-е м.б.достигнуты под Дей-ем как.либо из входных сим-в. 3.если эта процедура перестает пораждать нов-е состояния, то алг-м завершен и все сост-ия, кот.не проявились по ходу алг-ма не достижимы, соответ-щие строки удаляются. Недостиж-е сост-ия: 1,5
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. Для его получения н/о удалить все экв-е сост-я. (метод№1):метод таблиц экв-х сост-й.
1.строется
таблица эквив-сти сост-й(А), первыми
запис-ся два начал-х сост-я, кот-е
подверг-ся анализу.
*
* 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) 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. Метод поиска экв-х сост-й №1 (метод таблиц экв-х сост-й) не всегда применим,т.к.расс-ся т/о пары экв-х сост-й и каж-й раз для новой пары сос-й н/о строить свою таблицу. Метод №2:метод разбиения на непересекающиеся подмн-ва. 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 одно сост-е 1-го блока не м.б.экв-но как.либо состоянию из 2-го блока. (см табл.*) 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. |
19.Минимизация абстр-х ав-ов(методы и примеры). 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. Авт-ты, в кот.отсутствуют недостиж-е сост-ия и нет эквив-х сост-й наз-т приведенными, такие ав-ты им-т миним-но возможное число сост-й и более компактно реализ-ся на ЭВМ. Для решения каж.задачи сущ-т единст-й приведенный ав-т. Для его получения н/о исключить все эквив-е и недост-е состояния. (метод№1):метод таблиц экв-х сост-й.
1.строется
таблица эквив-сти сост-й(А), первыми
запис-ся два начал-х сост-я, кот-е
подверг-ся анализу.
* 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) 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. Метод поиска экв-х сост-й №1 (метод таблиц экв-х сост-й) не всегда применим,т.к.расс-ся т/о пары экв-х сост-й и каж-й раз для новой пары сос-й н/о строить свою таблицу. Метод №2:метод разбиения на непересекающиеся подмн-ва. 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 одно сост-е 1-го блока не м.б.экв-но как.либо состоянию из 2-го блока. (см табл.*) 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. Недостижимым наз. состояние, в которое нельзя попасть из нач-го сост-ия ни при какой входной цепочке. Из таблицы, задающей ав-т н/о установить недостиж-е состояния и устранить их как бесполезные. Иногда эти состояния видно сразу, но чаще необх-мо выполнить сл-й алгоритм, чтобы выявить эти сост-ия:
Недостиж-е сост-ия: 1,5
Содержание 1.Строки.Префиксы, суффиксы, подстроки. Языки. 2. Форма Бэкуса-Наура. Дерево вывода. Синтакс-е и семан-е д-я. 3.Контексная гр-ка 4. Контексно-свободная гр-ка(КС/Г). 5. Регулярные языки. 7.Пораждающие гр-ки. Виды, примеры. 8. Классификация языков по Хомскому. Примеры. 9. Регулярные гр-ки и конечный ав-т. 10.Распознование мн-в ав-ми. 11.Авт-ты и теория алгоритмов. 12.Распознователи – задачи, виды распоз-лей. 13.Машина Тьюринга. Вычисление функций МТ-га. 14.Магазинный автомат(МП).Опред-е, структура, задание ав-та. 15.Детермин-й МП ав-т. Распознование цепочек. 16.Сеть Петри. События и условия. Маркировка. Переходы. Граф. 17.Классификация сетей Петри. Применение СП в теории ав-в. 18.Эквивалентность авт-в 19.Минимизация абстр-х ав-ов(методы и примеры). 20. Соединения ав-ов: последовательное, парал-ое, с обр.связью. 21.Сеть ав-ов. 25. Синтез абст-х ав-ов:исключение недост-х сост-й, миним-ция.
|
20. Соединения ав-ов: последовательное, парал-ое, с обр.связью. Ав-ты м/т соединяться др.с др-м, образуя более сложные устр-ва. Сущ-т 3 вида соединения: последовательное, парал-ое, с обр.связью. 1.парал-ое соед-е. Н/о найти эквив-й автомат Sэ, зная описание каж-го из ав-в и схемы φ, вырабат-щей выходной сигнал.
S1=(А1, z,w1,δ1,λ1, a01), S2=(А2, z,w2,δ2,λ2, a02), φ! SЭ=(А, z,w,δ,λ, a0)-? А=А1*А2(А1:а11 а12, А2:а21 а22 )= а11 а21, а11 а22, а12 а11, а12 а22. схема φ явл-ся комбинац-й и сост-й не пораждает. Пр-р построения Sэ.
α/S1 а11 а21 а31
β/S2 а12 а22
φ w'1 w'2 Z1 а11/w'1 а21/w'2 а31/w'1
Z1 а12/w''1 а22/w''2
w''1 w1 w2 Z2 а31/w'2 а31/w'1 а31/w'1
Z2 а12/w''1 а22/w''2
w''2 w3 w4
2.Последовательное
соединение.
SЭ а1=
а11
а21 а2
=а11
а22 а3=а21
а12 а4=а21
а22 а5=а31
а12 а6=а31
а22 Z1 а11а12=а1/w1 а11а22=а2/w3
Z2 а31а12=а5/w2 а31а22=а6/w4
S1=(А1, z1,w1,δ1,λ1, a01) S2=(А2, z2,w2,δ2,λ2, a02) А=А1*А2 Z2=w1 и w=w2
α/S1 а11 а21 а31
β/S2 а12 а22 Z1 а11/w'1 а21/w'2 а31/w'1
Z1 а12/w''1 а22/w''2 Z2 а31/w'2 а31/w'1 а31/w'1
Z2 а12/w''1 а22/w''2
а2=а11
а22,
а11/z1=(а11/
w'1)*
а22:
а21
а22/w''2=
а2/w''2
SЭ а1=
а11
а21 а2
=а11
а22 а3=а21
а12 а4=а21
а22 а5=а31
а12 а6=а31
а22 Z1 а11а12=а1/w"1 а11а22=а2/w"2
Z2 а31а12=а5/w"1 а31а22=а6/w"2
Хотя бы 1н из ав-т
долж.быть ав-м Мура( в дан. Сл-е ав-т S2
явл-ся ав.Мура).
3.Соединение
с обр-й связью.
S2 w'1 w'2
а12 а22 γ z1 z2 z3
S1 а11 а21 а31
у1=
w''1 а12 а12 w'1 p1 p1 p1
р1 а11/w''1 а21/w''2 а31/w''1
у2=
w''2 а22 а22 w'2 p2 p2 p1
р2 а21/w''3 а31/w''2 а11/w''1
у3=
w''3 а12 а12
Если ав-т нах-ся
в сост-ии а2,т.е.S1
в сост-ии а11,
а S2
в сост-ии а22.S2
в сост-ии а22
выраб-т
сигнал w2'кот-й
поступает на 2й вход элемента γ. На 1й
вход элем-а γ пост-т вход.сигнал из
мн-ва z,
пусть б/т z1,
тогда по таблице γ находим что по z1
и w2'выраб-ся
сиг-л р2,
кот-й поступ-т на вход ав-та S1.
По условию ав-т S1
нах-ся в
сост-ии а11.
под дейст-м р2
он переходит в а21,
выраб-вая при этом w3",кот-й
явл-ся одновременно и выходным сиг-м
эквив-го ав-та и входным для S2.
Ав-т S2,
находясь по умолчанию в сост-ии а22
под дейс-м w3"
переходит в а12.
на этом реакция на дан.вход.сигнал
заканч-ся. Окончательно из а2
под дейс-м z1
ав-т переходит в а3
с выроботкой w3".
SЭ а1=
а11
а21 а2
=а11
а22 а3=а21
а12 а4=а21
а22 а5=а31
а12 а6=а31
а22 Z1 а11а12=а1/w"1 а21а11=а3/w"3
Z2 а11а12=а1/w"1 а21а11=а3/w"3
Z3
|
|
|