Враховуючи PDA M таким, що L (M) знаходиться в DCFL, побудуйте DPDA N таким, що L (N) = L (M)

Чи можливо побудувати алгоритм, який приймає як вхід автоматичний автоматичний вимикач разом із обіцянкою того, що мова, прийнята цим автоматом L ( M ), є детермінованою безконтекстною мовою і видає детермінований автоматичний автоматичний вимикач N, який точно приймає прийняту мову від М ?$M$$L(M)$$N$$M$

Еквівалентною проблемою було б побудувати алгоритм, який приймає за вхід автоматичний автоматичний викид (з обіцянкою, що L ( M ) є детермінованим, як зазначено вище) та детермінований автомат N pushdown . Вихід буде так, якщо L ( M ) = L ( N ) і ні, якщо L ( M ) ≠ L ( N ) .$M$$L(M)$$N$$L(M) = L(N)$$L(M)\neq L(N)$

Я вважаю, що алгоритм, що розв'язує перший, дав би алгоритму, що вирішує другий, визначальністю еквівалентності детермінованих автоматичних витискань. Я думаю, що рішення другого буде означати рішення першого, оскільки ми перераховуємо всі детерміновані автоматичні виправлення та запускаємо алгоритм на них по черзі, як тільки ми отримуємо екземпляр так, що виводимо цей автомат.

Цікаво, чи хтось щось знає про це? Можливо, це відома проблема та / або має відоме рішення? Як осторонь, я вважаю, що це можна вирішити, якщо ви введете обмеження, яке говорить про те, що мова, породжена КПК, є проблемою слова групи.

$M$$w$$w$$L$$w$$L = A^{\ast}$$M$$w$$L = A^{\ast} - \{h\}$$h$$M$$w$$h$$L$$L$$L$

Невелике уточнення:

Ви запитали, чи можна вирішити наступну проблему:

$M$$L(M)$$N$$L(M) = L(N)$

Відповідь - ні, і насправді має місце наступний сильніший факт: Не можна вирішити наступну проблему:

$M$$L(M)$$L(M)=A^{\ast}$