Мови, розпізнані DFA поліноміального розміру


23

Для фіксованого кінцевого алфавіту , формальний мову над є регулярним , якщо існує детермінований кінцевий автомат (ДКА) над , яка приймає рівно .ΣLΣΣL

Мене цікавлять мови, які «майже» регулярні, в тому сенсі, що їх можна розпізнати за допомогою сімейства автоматизованих розмірів, що зростає лише поліноміально з довжиною слова.

Формально, дозвольте мені сказати , що формальний мову є визнаним на DFA сім'ї , якщо для кожного слова , що дозволяє, в тоді і тільки тоді приймає (незалежно від того , якщо інший приймати його чи ні), і дозвольте мені визначити р-регулярні мови як мови , визнаних в Ptime обчислювана DFA сімейства полиномиального розміру, а саме там є многочлен таким, що для всіхL (An)wΣn=|w|wLAnwAi(An)P|An|P(n)n. (Це ім'я, "p-regular" - це те, що я склав. Моє питання полягає в тому, щоб знати, чи вже існує інша назва для цього. Зауважте, що це не те саме, що p-регулярні мови в значенні автомати перестановки .)

Цей клас p-регулярних мов включає звичайні звичайні мови (просто візьміть для всіх , де - деяка DFA, що розпізнає звичайну мову); але це суворий набір: наприклад, добре відомо, що є безконтекстною, але не регулярною, але це p- регулярний ( просто повинен порахувати випадків і випадків ). Однак, тому що я вимагаю, щоб автомати були DFA розміру в поліномі , деякі формальні мови (власне деякі без контекстні мови) не єAn=AnA{anbnnN}Annanbp-regular: наприклад, мова паліндромів не є p-регулярною, тому що інтуїтивно, коли ви прочитали першу половину слова, вам потрібно мати стільки різних станів, скільки можливих слів, тому що вам знадобиться щоб точно збігати цей перший тайм з другим.

Отже, клас p-регулярних мов є суворим набором регулярних мов, який є незрівнянним з контекстними мовами. Насправді, здається, що ви навіть можете отримати ієрархію мов, виділивши p-регулярні мови на основі найменшого ступеня полінома для якого вони -регулярні. Побудувати приклади не надто складно, щоб показати, що ця ієрархія сувора; хоча я ще не добре розумію взаємодію між цим і альтернативним визначенням ієрархії, яке також обмежувало б складність обчислення .PPAn

Моє запитання: чи вивчався цей клас, який я називаю p-regular, і пов'язана з ним ієрархія раніше? Якщо так, то де і під якою назвою?

(Можливий зв’язок - із польовим або потоковим або онлайн-алгоритмами. У термінології алгоритмів потокової передачі для розпізнавання мови мене цікавить клас (або ієрархія) мов, які можуть мати детерміновані алгоритми розпізнавання з одним проходом, використовуючи поліноміальну кількість станів (таким чином розмір логарифмічної пам’яті), але я не знайшов визначення цього класу в цій статті або в супутніх роботах. Однак зауважте, що в моєму формулюванні проблеми довжина слова відома заздалегідь , що менш природно в потоковому контексті: в потоковому режимі ви могли бачити це нескінченним автоматом, спеціальним символом "в кінці слова" і обмеженням, що кількість досяжних станів після читання символів є поліноміальною вnn. Я думаю, що це відмінність робить різницю, можливий приклад: мова бінарних слів, значення яких ділиться на їх довжину, що легко встановлена ​​довжина, але (я гадаю) не може бути представлений нескінченним автоматом у попередньому значенні, оскільки немає ідентифікацій можна зробити, якщо довжина не відома заздалегідь.)

(Мотивація цього p-регулярного класу полягає в тому, що деякі проблеми, такі як ймовірність приналежності до мови для імовірнісних слів, здаються PTIME не тільки тоді, коли мова є регулярною, але і коли вона є p-регулярною, і я намагаюся точно характеризувати, в яких обставинах ці проблеми можна відстежувати.)


1
Аргу, я не задумався над питанням обчисленості . Дякуємо, що вказали на це. Я щойно додав вимогу, що вони обчислюються. Сподіваємось, не існує поганих ситуацій p-регулярних мов, які потребують використання обчислювальних, але складних сімей? ( A n )(An)(An)
a3nm

1
Гаразд, я видалив "незручний" коментар. Але навіть з обчислювальним обмеженням ви все одно можете отримати дивні речі, такі як: виберіть а B - NEXP-повне ( A n = ∅ в іншому випадку). Можливо, ви можете додатково обмежити це, додавши обмеження, що A n повинен бути обчислюваним багаточленним часом?!? An={1nnB}BAn=An
Марціо Де Біасі

1
Марціо: Арг, ти маєш рацію. Для моєї мотивації правильне поняття полягає в тому, що є PTIME-обчислюваними, так, тому я змінив це ... все-таки це мене трохи непокоїть, що складність обчислення ( A n ) має такий вплив на результуючий клас (адже це означає, що це додатковий вибір, який необхідно зробити у визначенні ...). Це також ускладнює картину ієрархії, про яку я думав. An(An)
a3nm

2
Я не бачу, що не так у незбірливості, те, що ви визначаєте, є нерівномірним мовним класом, як у багатьох класах схем.
домоторп

3
Якщо ви посилите умову рівномірності до логічного простору, то всі такі мови будуть обчислюватися в просторі журналів. Згідно з даним визначенням, всі p-регулярні мови знаходяться в "Р-рівномірній L" (розпізнається за P-єдиним сімейством програм розгалуження або за допомогою журналу TM з поштою, що обчислюється за часом).
Еміль Йерабек підтримує Моніку

Відповіді:


3

питання, схоже, мало вивчене (одна з можливостей - спроба знайти взаємозв'язок із "сусіднім" класом складності, скажімо, P / poly тощо); хоча тут є хоча б одна реферат, яка стосується цього:

  • Мовні операції з регулярними виразами поліноміального розміру Gruber / Holzer

    У цій роботі розглядаються питання щодо того, наскільки мовні операції, що зберігають регулярність, впливають на описову складність регулярних виразів. Ідентифікуються деякі мовні операції, які є можливими для регулярних виразів у тому сенсі, що результат операції може бути представлений як регулярний вираз полінома розміру в операндах. Ми доводимо, що використання мовних коефіцієнтів, зокрема префікса та закриття суфікса, звичайного набору може спричинити не більше квадратичного вибуху на потрібний розмір виразу. Операція кругового зсуву може спричинити лише кубічне збільшення розмірів, а в гіршому випадку може бути необхідний принаймні квадратичний набряк.

як підказує AS, можуть бути й інші природніші способи вивчити щось на кшталт поставленого питання. ось ще один дещо подібний спосіб вивчення зростання звичайної мови на основі кількості слів розміром який має певне вільне відношення до питання, наприкладn


4
Хоча це прямо не зазначено, доказ основного результату наступної роботи передбачає, що клас p-регулярних мов не міститься в монотонному NC ^ 1. Х. Грубер та Дж. Йогансен: «Оптимальні нижні межі щодо регулярного розміру вираження з використанням складності зв'язку», FoSSaCS 2008, LNCS 4962, с. 273-286. hermann-gruber.com/data/fossacs08.pdf
Hermann Gruber

1
Додаток, наткнувся на цю кандидатську дисертацію 2010 р. Класи складності кінцевих автоматів / Кралович, що визначає щось подібне до того, що запитують у p11 про "малі мови". здається, всебічне обстеження цієї загальної області та формує загальну теоретичну основу / абстракції споріднених концепцій. однак не бачити багатьох теорем, що безпосередньо стосуються конкретного класу "сімейства DFA розміру P".
vzn

1
@vzn: Визначення в тезі Краловича в p11 дещо інше, оскільки мова йде про мовні сім'ї, тоді як у моєму питанні різні мови - це слова фіксованої довжини, взяті лише з однієї основної мови. Я не впевнений, що жоден зв’язок із документом Gruber та Holzer, який ви надаєте, я не бачу, як у моєму запитанні ви могли думати про автомати, що є результатом операцій із збереження регулярності в цілому. Що стосується Гавриховського та ін., Я згоден, що це може бути дотично пов'язане.
a3nm

2
посилання на Gruber / Holzer, здається, допомагає ідеї P-регулярних скорочень властивостей типу "P-регулярне закриття". погодився, що ваш деф здається іншим, ніж все, що вивчали. Іншими словами, мабуть, є скорочення між цими цими проблемами / класами, і посилання переходять у цих напрямках, і можна шукати схожі на скорочення операції, які з'єднують ваш def з раніше вивченими / опублікованими класами (погоджено, що ваш defn не передбачає конкретних операції скорочення). можливо, сувора відповідь на ваше запитання: "жоден ваш клас не вивчений точно"
vzn
Використовуючи наш веб-сайт, ви визнаєте, що прочитали та зрозуміли наші Політику щодо файлів cookie та Політику конфіденційності.
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.