幂集构造

title: 动机.
content: 回想一下,NFA除了特定节点可能有“分支”引出同时前进的多个路径之外,它和DFA是一样的。NFA将接受输入字符串,如果在计算完成的时候它的路径之一结束于一个接受状态。如果它的所有路径都失败,它就拒绝输入字符串。例如,在例子图中,如果我们在状态2而下一个输入符号是1,机器分支,行进到状态2和4二者。  注意不管NFA从一个状态中引出有多少不同的路径,它们每个在看到一个字符之后都必定到达"n"个状态中的一个。因此,给定以前的选择序列,我们可以简洁的总结NFA当前格局(configuration)为它在那个时刻可能处于的状态的集合。此外,我们如果我们知道NFA当前处在的状态的集合,我们可以指出基于下一个输入符号我们可以访问哪个状态集合。这就是算法的关键。
title: 例子.
content: 考虑下列有字母表{0, 1}的NFA:  我们将构造一个等价的DFA;最终结果展示在后面。我们开始于开始状态。NFA开始于状态1,但是它可以不查看任何输入就沿着ε边前进到状态2和3。所以我们必须认为它最初同时处于这些状态。我们为DFA建立一个初始状态并标记上“{1,2,3}”。  接着,假设我们看到输入字符0。如果我们处在状态1,我们可以沿着标记0的边前进到状态2。如果我们处在状态3,我们可以前进到状态4。如果我们处在状态2,我们就被粘住了;没有0边出于状态2。这意味着NFA放弃从状态1沿着ε边到状态2的这条旧路径;它现在处在状态2和4之中。我们在DFA中增加从开始状态到标记着“{2,4}”的一个新状态的标记着“0”的一个新边。  假设我们最初看到的输入字符是1。则状态1的两个路径和状态3的路径不能前进,但状态2的路径可以并且它分支了:它同时保持在状态2和前进到状态4。因此,NFA现在在状态2和4中,就是说完全同于对0输入字符,但原因不同。我们在DFA中向从开始状态到现存的“{2,4}”状态的边增加标记“1”。  现在,假设我们在{2,4}状态并看见了字符1。在状态4中的路径不能前进,但是在状态2再次去到了2或4二者。我们仍在状态{2,4}中。如果我们看到了字符0,我们可以从从状态4前进到状态3,但不能从状态2前进到状态3。此外,在到达状态3之后,我们分支并也从ε-边到达状态2。结果是处在状态2和3。我们在DFA增加标记“{2,3}”的一个状态和从{2,4}到{2,3}的标记“0”的一个边。  如果我们在状态{2,3}看到了字符1,状态3的路径不能前进,但是在状态2的路径前进到状态2和4,同前面一样这回到了节点{2,4}。如果我们看到字符0,状态2的路径不能继续,而在状态3的路径可以到达状态4。因此,我们只能到达状态4。我们在DFA中建立标记“{4}”的一个新状态和从{2,3}到{4}的标记“0”的一个边。  最后,如果我们在状态{4}并看到输入0,我们同前面一样前进到状态2和3,所以,在DFA中建立从{4}到{2,3}的一个标记“0”的边。如果我们看到了输入1,我们余下的所有路径都被粘住了而机器必须拒绝输入字符串。怎么办呢?我们在DFA中建立标记“formula_1”的新状态,从这里没有出路;所有它的外出边都指向自身,并且它不是接受状态。我们接着在DFA中增加从{4}到formula_1标记“1”的边。  现在我们已经考虑了所有可能情况。我们必须决定的是在这个DFA哪个状态应当接受。因为NFA接受输入字符串,如果任何它的路径结束于接受状态,我们可以通过设置所有包含接受NFA状态的DFA状态节点,为接受状态了模仿,也就是设置{1,2,3}, {2,3}, {2,4}和{4}为接受状态。结果的DFA完全接受同最初的NFA同样的字符串集合。注意这个DFA比最初的NFA更大。
title: 定义DFA.
content: 我们来概括上述过程。定义一个DFA有四个重要问题必须回答:  我需要一个DFA的状态来描述NFA的每个可能格局。但是一般的说,NFA在任何给定点都可以处在它的状态的任何子集中。集合"S"的子集的集合叫做幂集,并写为"P"("S"),我们定义在DFA中的状态集合是在NFA中状态集合的幂集。这回答了第一个问题。  我们已经提及了如果在NFA中任何并行路径在结束时处在接受状态,则NFA接受输入字符串。DFA可以通过在包含某NFA接受状态之一的任何状态中接受输入来模拟。这回答了第二个问题。  对于第三个问题。假设给NFA的输入字符串是空串。在它必须停止之前它可以访问什么状态?她不能沿着标记了输入符号的任何边前进,但它可以沿不消耗任何输入的ε边前进。因为它可以到达从开始状态之使用ε表到达的任何状态。这个状态集合形式上叫做开始状态的ε-闭包。因为我们的DFA在给予空输入串的时候时候除了立即停止不能做任何事情,我们必须保证DFA的开始状态包括所有可能的这些NFA状态。我们通过设置DFA的开始状态为NFA开始状态的ε-闭包来完成。  最后,我们使用类似的想法回答第四个问题。假设我们处在DFA的特定状态中(就是说,NFA状态的特定集合中)我们看到了特定输入符号。我们想知道下DFA的一个状态是什么。这精确的是从当前的NFA状态集合基于这个输入符号可以访问到NFA状态的集合。要得出这个集合,我们查看在每个一个NFA当前状态,并询问“给定这个输入符号,从这能到哪里呢?”。答案就是可沿着标记着这个输入符号的任何单一边,和任何数目的ε边前进。我们以这种方式查找并发现我们可以触及的所有节点,并把它们加入下一个状态的节点集合中。当我们对所有当前NFA状态完成了这个工作,我们就有了对应于特定DFA状态的NFA状态的集合,我们增加从当前DFA状态到这个状态的标记着这个输入符号的一个边。  一旦我们已经对所有DFA状态和所有符号完成了这个过程,我们的DFA就完成了。结果的机器跟踪了NFA在输入字符串的每个时刻访问的状态的集合。但是,这个机器是非常大的:因为每个NFA的状态集合可能包含任何特定NFA状态,总共有2这种集合,它们都是DFA可能有的节点。如果我们如例子中这样只建立必须的节点,我们经常会建立一个非常小的DFA的。不管如何,仍有必须所有2个状态的情况,这是不可避免的。
title: 形式定义.
content: 设M = ("S", Σ, "T", "s", "A")是非确定有限状态自动机。  定义5-元组M = ("S", "Σ", "T", "s", "A"),这里的  P(S)是S的幂集;  "C(q)"是 "q"的ε-闭包,就是说从"q"经过一次或多次ε-转移可到达的所有状态的集合。  可以数学上证明M是接受同M一样语言的确定有限状态自动机。

Summary: 在计算理论中,幂集构造是转换非确定有限状态自动机(NFA)到识别同样语言的确定有限状态自动机(DFA)的标准方法。它在理论上的重要性源于它确立了NFA尽管有额外的灵活性,它不能识别不能被任何DFA识别的任何语言。在实践中的重要性源于它把易于构造的NFA转换成了更有效执行的DFA。但是如果NFA有"n"个状态,结果的DFA可能有最多2个状态,这种指数增长有时使这种构造对于大NFA而言是不实际的。

Potenzmengenkonstruktion: Die Potenzmengenkonstruktion (Myhill-Konstruktion oder auch Teilmengenkonstruktion) ist ein Verfahren, das einen nichtdeterministischen endlichen Automaten (NEA) in einen äquivalenten deterministischen endlichen Automaten (DEA) umwandelt. Das Verfahren dient als konstruktiver Beweis für die Äquivalenz der beiden Automatenmodelle.