авторефераты диссертаций БЕСПЛАТНАЯ РОССИЙСКАЯ БИБЛИОТЕКА - WWW.DISLIB.RU

АВТОРЕФЕРАТЫ, ДИССЕРТАЦИИ, МОНОГРАФИИ, НАУЧНЫЕ СТАТЬИ, КНИГИ

 
<< ГЛАВНАЯ
АГРОИНЖЕНЕРИЯ
АСТРОНОМИЯ
БЕЗОПАСНОСТЬ
БИОЛОГИЯ
ЗЕМЛЯ
ИНФОРМАТИКА
ИСКУССТВОВЕДЕНИЕ
ИСТОРИЯ
КУЛЬТУРОЛОГИЯ
МАШИНОСТРОЕНИЕ
МЕДИЦИНА
МЕТАЛЛУРГИЯ
МЕХАНИКА
ПЕДАГОГИКА
ПОЛИТИКА
ПРИБОРОСТРОЕНИЕ
ПРОДОВОЛЬСТВИЕ
ПСИХОЛОГИЯ
РАДИОТЕХНИКА
СЕЛЬСКОЕ ХОЗЯЙСТВО
СОЦИОЛОГИЯ
СТРОИТЕЛЬСТВО
ТЕХНИЧЕСКИЕ НАУКИ
ТРАНСПОРТ
ФАРМАЦЕВТИКА
ФИЗИКА
ФИЗИОЛОГИЯ
ФИЛОЛОГИЯ
ФИЛОСОФИЯ
ХИМИЯ
ЭКОНОМИКА
ЭЛЕКТРОТЕХНИКА
ЭНЕРГЕТИКА
ЮРИСПРУДЕНЦИЯ
ЯЗЫКОЗНАНИЕ
РАЗНОЕ
КОНТАКТЫ

Pages:   || 2 | 3 | 4 |

Структурный анализ многоленточных автоматов

-- [ Страница 1 ] --

На правах рукописи

ХАЧАТРЯН Владимир Ервандович

Структурный анализ

многоленточных автоматов

01.01.09 дискретная математика

и математическая кибернетика

АВТОРЕФЕРАТ

диссертации на соискание ученой степени

доктора физико-математических наук

Москва 2008

Работа выполнена в Белгородском государственном университете

Консультант доктор физико-математических наук,

профессор Подловченко Римма Ивановна

Официальные оппоненты:

член-корреспондент НАНУ,

доктор физико-математических наук,

профессор Летичевский Александр Адольфович

доктор физико-математических наук,

профессор Сапоженко Александр Антонович

доктор физико-математических наук,

профессор Ломазова Ирина Александровна

Ведущая организация Институт системного программирования РАН

Защита состоится “17” октября 2008 года в 11 часов на заседании диссертационного совета Д 501.001.44 при Московском государственном университете им. М. В. Ломоносова по адресу: 119991 Москва, ГСП-1, Ленинские горы, МГУ, факультет ВМиК, ауд. 685.

С диссертацией можно ознакомиться в научной библиотеке МГУ.

Автореферат разослан “____”_______________2008 г.

Ученый секретарь диссертационного совета,

профессор Трифонов Н. П.

ОБЩАЯ ХАРАКТЕРИСТИКА РАБОТЫ

Актуальность исследований. Диссертация посвящена развитию теории многоленточных автоматов.

Многоленточные автоматы, как самостоятельная модель вычислений, введена в 1959 г. М. Рабином и Д. Скоттом. Эта модель обобщает конечные автоматы путем перехода от одной ленты, с которой работает конечный автомат, к нескольким лентам.

Проблематика теории многоленточных автоматов включает в себя, как основные, проблему эквивалентности автоматов, проблему их эквивалентных преобразований (э. п.) и проблему минимизации. Каждая из этих проблем может рассматриваться в произвольно выбранном множестве многоленточных автоматов. Проблема эквивалентности состоит в отыскании алгоритма, который для любой пары автоматов из выбранного их множества устанавливает: принимают они или нет одно и то же множество лент. Проблема э. п. заключается в построении системы э. п. автоматов, полной в рассматриваемом их множестве. Полнота системы трактуется как существование алгоритма, который для любой пары эквивалентных автоматов из данного множества строит конечную цепочку преобразований, принадлежащих этой системе и переводящих один автомат, принадлежащий паре, в другой принадлежащий ей автомат. Проблема минимизации состоит в поиске алгоритма, который для каждого класса эквивалентности из заданного множества автоматов находит все минимальные по размеру автоматы, принадлежащие этому классу.

Уже в самой работе М.Рабина и Д.Скотта обнаружено принципиальное отличие многоленточных автоматов от конечных, имеющее место даже в случае всего двух лент. Оно состоит, во-первых, в неразрешимости проблемы включения, т. е. бинарного отношения, при котором множество лент, принимаемых одним из двух рассматриваемых автоматов, является подмножеством множества лент, принимаемых другим автоматом, и, во-вторых, в том, что недетерминированные автоматы по своей выразительности мощнее детерминированных. Отметим, что Т.Гриффитсом в 1968 г. установлена неразрешимость проблемы эквивалентности для недетерминированных автоматов даже в случае двух лент.





Развитие теории многоленточных автоматов, в основном, направлено на изучение детерминированных автоматов. Основная часть исследований, проведенных в рамках теории, посвящена проблеме эквивалентности детерминированных автоматов. Из многочисленных полученных здесь результатов, несомненно, фундаментальными являются два, а именно: разрешимость эквивалентности в множестве всех двухленточных автоматов, установленная Р.Бердом в 1973 году, и разрешимость эквивалентности в множестве автоматов с любым числом лент, установленная Т.Харью и Ю.Кархумяки в 1991году. При этом важным является следующее: оба результата получены сведением проблемы эквивалентности автоматов к разрешимым проблемам в других моделях вычислений.

Проблема э. п. многоленточных автоматов и проблема их минимизации остались практически незатронутыми исследованиями. Вместе с тем, и проблема эквивалентности в аспекте ее решения без выхода в другие модели вычислений не потеряла интереса. Отсюда следует актуальность исследований диссертации, посвященной решению этих трех проблем.

Цель диссертационной работы. В данной работе развивается новое направление в теории многоленточных автоматов, называемое структурным анализом автоматов. Его содержанием являются:

  1. построение полных систем э. п. в различных множествах детерминированных многоленточных автоматов;
  2. исследование проблемы минимизации для последних;
  3. разработка нового метода, нацеленного на распознавание эквивалентности детерминированных многоленточных автоматов путем эквивалентных преобразований их структуры.

Все три задачи объединяет следующее: их решение базируется на анализе структуры эквивалентных автоматов; именно это и дает название самому направлению исследований.

Результаты исследований. В работе рассматриваются только детерминированные многоленточные автоматы. Они берутся в определении, данном Р.Бердом, и по выразительной мощности адекватны автоматам, введенным М. Рабином и Д. Скоттом.

Используемое нами представление автомата конечным ориентированным графом, построенным над двумя алфавитами алфавитом лент и алфавитом символов, записываемых на лентах , позволяет применять к ним преобразования, состоящие в замене одного фрагмента автомата другим фрагментом. Чтобы такая замена переводила автомат в автомат, фрагменты должны удовлетворять требованию согласованности. Сама замена именуется фрагментным преобразованием автомата.

Система э. п. автоматов индуцируется конечным набором разрешимых множеств, состоящих из пар эквивалентных фрагментов. Два фрагмента объявляются эквивалентными только тогда, когда они согласованы, и замена любого вхождения одного из них в произвольный автомат вхождением другого фрагмента является эквивалентным преобразованием взятого автомата.

Обозначим Mn,m множество всех автоматов, использующих n бесконечных лент, которые заполняются символами алфавита, содержащего m символов; здесь n, m 2. В работе для каждого из следующих множеств:

множества Mn,m, где n, m 2;

подмножества множества M2,2, состоящего из автоматов с непересекающимися циклами;

подмножества множества Mn,m, состоящего из однородных автоматов, где n, m 2;

построена полная в нем система э. п. автоматов (теоремы 2.3, 2.5, 2.7). Здесь непересекаемость циклов в автомате трактуется обычным образом, а однородность автомата требованием: если состояния автомата принадлежат одному и тому же циклу, то в них считывается одна и та же лента.

Из теорем 2.3, 2.5 следует частичная разрешимость проблемы эквивалентности в множестве Mn,m и, соответственно, в множестве автоматов с непересекающимися циклами, принадлежащих M2,2. Из теоремы 2.7 следует полная разрешимость проблемы эквивалентности в множестве однородных автоматов, принадлежащих Mn,m.

При построении полных систем э. п. автоматов применены следующие новые подходы:

в систему включаются фрагментные преобразования, эквивалентность которых имеет место при некоторых функциональных требованиях к трансформируемому фрагменту;

при доказательстве полноты системы применение таких преобразований осуществляется только в ситуациях, когда выполнимость этих требований не нуждается в проверке алгоритмом распознаваемости эквивалентности; кроме того, при приведении одного из двух эквивалентных автоматов к другому не используется заранее определенная форма представления автоматов.



Для исследования отношения эквивалентности автоматов предложен новый метод, названный трансформационным. Он основан на необходимом признаке : если два автомата эквивалентны, то существует соответствие между циклами одного и другого автомата, при котором описания соответствующих друг другу циклов являются кратными некоторому общему для них шаблону; кроме того, выходы к соответствующим друг другу циклам не противоречат отношению эквивалентности автоматов.

Метод осуществляет проверку признака . Для этого один из двух автоматов, поступивших на вход метода, используется как носитель описаний всех входящих в него циклов. Эквивалентными преобразованиями в нем снимается по одному витку с каждого цикла, и этим работа с выбранным автоматом завершается. Далее исследованию подлежит второй из исходных автоматов. Эквивалентными преобразованиями разворачивается его структура. При этом сначала по описаниям циклов, полученных трансформацией первого автомата, проверяется, выполняется ли признак для исходных автоматов. Если он не выполняется, то автоматы объявляются неэквивалентными, что соответствует действительности. В случае, когда проверка признака закончилась успешно, во втором автомате уже имеются образы описаний всех циклов первого автомата, поэтому и достаточна работа со вторым автоматом. Дальнейшая развертка его структуры, осуществляемая эквивалентными преобразованиями, разбивается на шаги, на каждом из которых проходит проверка признака . Возможны два исхода: либо на некотором шаге устанавливается невыполнимость признака , т.е. неэквивалентность исходных автоматов, либо процесс развертки может быть бесконечным.

Найдены два достаточных условия, когда признак будет выполним на каждом шаге, следовательно, процесс развертки можно прекратить на некотором из них (обозначим их и ).

Доказывается, что выполнимость условия влечет за собой эквивалентность исходных автоматов (лемма 3.3).

Трансформационный метод апробирован на некоторых множествах автоматов.

Для автоматов с непересекающимися циклами, принадлежащих множеству Mn,m, n, m 2, получен следующий результат: для двух произвольных автоматов, поступивших на вход метода, дана оценка глубины выполняемого методом процесса развертки, достаточной, чтобы установить либо их неэквивалентность путем нарушения признака , либо выполнимость условия , гарантирующего их эквивалентность (теорема 3.4). Таким образом, получен алгоритм, разрешающий эквивалентность в данном множестве.

Выделены разрешимые множества автоматов, для которых имеет место следующий результат: для двух произвольных автоматов, принадлежащих данному множеству и поступивших на вход метода, дана оценка глубины выполняемого методом процесса развертки, достаточной, чтобы установить либо их неэквивалентность путем нарушения признака , либо выполнимость условия , гарантирующего, что признак не нарушится никогда (теорема 3.10).

Показано, что среди выделенных множеств находятся однородные автоматы, принадлежащие множеству Mn,m, где n, m 2 (утверждение 3.20).

Установлено, что применение трансформационного метода к конечным автоматам проходит всегда в условиях завершаемости процесса развертки.

Выделены разрешимые множества конечных автоматов, для которых трансформационный метод приводит к заключению либо о неэквивалентности исходных автоматов в результате нарушения признака , либо об их эквивалентности в результате выхода к условию (теорема 3.11); при этом дана оценка глубины выполняемого методом процесса развертки (утверждение 3.19). Таким образом, для выделенных множеств метод ведет к новому алгоритму, разрешающему в них эквивалентность.

Выполненные в работе исследования проблемы минимизации многоленточных автоматов подчинены решению следующей задачи: найти нетривиальное множество многоленточных автоматов, для которого положительное решение проблемы минимизации осуществляется применением эквивалентных преобразований автоматов, т. е. без использования алгоритма, разрешающего эквивалентность автоматов. Нетривиальность множества определена двумя требованиями: наличием в нем классов эквивалентности с более чем одним минимальным автоматом и наличием в нем классов эквивалентности с бесконечным числом тупиковых автоматов. Заметим, что тупиковым называется автомат, не имеющий двух различных и эквивалентных состояний. Интерес к тупиковым автоматам продиктован уверенностью в том, что минимальным в классе эквивалентности является тупиковый автомат.

Поставленная задача решена (теоремы 4.2, 4.4). Искомым оказалось множество двухленточных бинарных автоматов (обозначим его M), фактически самое близкое к обычным конечным автоматам: из двух лент, с которыми работает автомат из M, одна имеет произвольное заполнение над алфавитом {0,1}, а вторая всегда заполняется одним и тем же символом, скажем, символом 0.

Установлено, что M является нетривиальным (пример на рис. 4.1 и утверждение 4.2), а также то, что минимальные автоматы в классах эквивалентности в M являются тупиковыми (лемма 4.3).

Решение проблемы минимизации в M осуществлено следующим образом:

  1. построена система T э. п. автоматов, полная в M (теорема 4.1), при этом доказательство полноты проведено традиционным образом: трансформацией средствами системы каждого автомата из M в канонический; таким образом, построен алгоритм, разрешающий эквивалентность в M (утверждение 4.5);
  2. проблема минимизации в M сведена к проблеме минимизации в , где M (теорема 4.2); состоит из автоматов, непременно работающих с обеими лентами;
  3. любой класс эквивалентности из разбит на подклассы, называемые срезами; построена система T0 э. п., полная в каждом срезе (утверждение 4.8);
  4. построена алгоритмизуемая процедура отыскания всех минимальных автоматов в срезе, содержащем канонический автомат (теорема 4.3); процедура использует преобразования из T0; исследованный срез назван главным;
  5. показано, что преобразованием системы T из главного среза можно попасть в любой (утверждение 4.16), и выявлено конечное множество срезов, в которых и только в них могут находиться минимальные автоматы в рассматриваемом классе эквивалентности (лемма 4.6); назовем эти срезы допустимыми; в их множестве главный срез;
  6. построена алгоритмизуемая процедура отыскания минимальных автоматов в любом допустимом срезе, отличном от главного (лемма 4.5); процедурой применяются преобразования из T0;
  7. описана алгоритмизуемая и оптимальная по быстродействию процедура построения всех минимальных автоматов в произвольном классе эквивалентности из (теорема 4.4).

Таким образом, теоремами 4.2 и 4.4 дано решение проблемы минимизации в M.

Отметим, что дополнительно очерчена область применимости трансформационного метода для моделей вычислений, отличных от многоленточных автоматов.

Цели исследований диссертационной работы достигнуты.

Методы исследований. В работе использовались математические методы исследования из теории конечных автоматов, теории алгоритмов и математической логики, а также описанные в самой работе.

Теоретическая и практическая ценность. Исследования, проводимые в работе, носят теоретический характер. Результаты работы могут быть использованы как теоретическая основа для решения аналогичных задач в других моделях вычислений. Разработанные системы эквивалентных преобразований могут быть использованы в теории схем программ.

Научная новизна. В работе развивается новое направление в теории многоленточных автоматов, основанное на анализе структуры эквивалентных автоматов. В рамках этого направления рассматриваются детерминированные многоленточные автоматы, для которых строятся системы эквивалентных преобразований автоматов, полные в различных их множествах, исследуется проблема минимизации автоматов и предлагается новый метод, позволяющий распознавать эквивалентность автоматов.

Личный вклад соискателя. Результаты, изложенные в диссертации, получены автором самостоятельно и опубликованы в работах [1-20]. В коллективных публикациях автору принадлежат те их части, которые составляют основу диссертации.

Апробация работы и публикации. Основные результаты работы докладывались на научных конференциях и семинарах. В том числе: на семинаре по теоретическим вопросам программирования кафедры Математической кибернетики МГУ (2002-2007), на Международных конференциях «Дискретные модели в теории управляющих систем» (май 2002, декабрь 2004, март 2006), на VII Международном семинаре «Дискретная математика и ее приложения» (февраль 2004), на научном семинаре в Институте прикладной математики им. М.В.Келдыша (октябрь 2002, ноябрь 2004), на Международной конференции «Проблемы теоретической кибернетики» (май 2006), на Ломоносовских чтениях (апрель 2007), на IX Международном семинаре «Дискретная математика и ее приложения» (июнь 2007), на научно-исследовательском семинаре «Дискретная математика и математическая кибернетика» (МГУ ВМиК, май 2008), на Международной научной конференции «Космос, астрономия и программирование» (Лавровские чтения, май 2008).

Работа поддерживалась следующими грантами: грант РФФИ 03-01-00132а, грант РФФИ 06-01-00106, внутренними грантами Белгородского государственного университета ВКГ 031-06 и ВКГ 183-07.

Основные результаты работы отражены в 20 публикациях, полностью отражающих основные научные результаты работы, в том числе 9 в рецензируемых научных изданиях по списку ВАК.

Структура и объем работы. Диссертация состоит из введения, четырех глав, заключения и библиографического списка (121 наименование). Объем работы 201 страница, включая 68 рисунков.

СОДЕРЖАНИЕ РАБОТЫ

Во введении описывается задача диссертационного исследования, обосновывается актуальность темы диссертации и ее новизна, дается краткий обзор содержания работы.

В главе 1 описываются основные понятия, используемые в работе и рассматриваемые в ней проблемы теории многоленточных автоматов.

Глава 1 состоит из пяти разделов.

В разделе 1.1 дается используемое в работе определение конечного детерминированного n-ленточного автомата, n 2, над алфавитом , где

={1, 2,…, m}, m 2.

Воспроизведем это определение. Автомат состоит из управляющего графа, вершины которого называются его состояниями, и n бесконечных лент, обозначенных символами p1,…, pn, n 2, и заполненных символами из ={1, 2,…, m}, m 2. На каждой ленте имеется считывающая головка, движущаяся вправо. Управляющий граф – это, по определению, конечный ориентированный граф, в котором выделены три различных состояния: инициальное, финальное и мертвое. Из каждого состояния, кроме финального и мертвого, исходят по m дуг, помеченных различными символами 1, 2,…, m; из финального и мертвого нет исходящих дуг. Любое отличное от них состояние помечено символом pi, i=1,2,…,n и называется pi-состоянием, i=1,2,…,n.



Pages:   || 2 | 3 | 4 |
 

Похожие работы:







 
© 2013 www.dislib.ru - «Авторефераты диссертаций - бесплатно»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.