El problema
Deje que ser un autómata Büchi, reconociendo un lenguaje . Suponemos que tiene una estrategia de aceptación en el siguiente sentido: hay una función que puede ser utilizado para pruebas piloto de . Lo formalizamos mediante las siguientes condiciones:
para todo y a ∈ Σ , ( σ ( u ) , a , σ ( u a ) ) ∈ Δ
para todo , la carrera pilotada por σ está aceptando, es decir, la secuencia σ ( ϵ ) , σ ( a 0 ) , σ ( a 0 a 1 ) , σ ( a 0 a 1 un 2 ) , ... tiene un número infinito de elementos de F .
Para subsumir las condiciones, puede aceptar cualquier palabra de su idioma sin tener que adivinar nada sobre el futuro.
Entonces, bajo estos supuestos sobre , ¿es cierto que A puede determinarse simplemente eliminando las transiciones? En otras palabras, ¿podemos elegir siempre la próxima transición dependiendo solo del estado actual y la letra? ¿Hay alguna referencia sobre el tema? La misma pregunta se puede hacer en los autómatas de Büchi y, en general, en los autómatas de paridad.
Lo que se sabe
Aquí hay algunos resultados parciales.
Primero, podemos restringir a elecciones no determinantes entre estados que tienen el mismo residuo. De hecho, si L ( q ) es el lenguaje aceptado de q , una estrategia de aceptación no puede elegir q 1 sobre q 2 en algún momento, si hay w ∈ L ( q 2 ) ∖ L ( q 1 ) .
Tenga en cuenta que las opciones restantes son importantes, por lo que a pesar de la intuición, esto no es suficiente para deshacerse del no determinismo. Esto se debe a que es posible permanecer hasta el infinito en un buen residuo (es decir, el resto de la palabra está en el residual), pero rechazar la palabra porque no se ven infinitos estados Büchi. Esta es la principal dificultad del problema: una carrera infinita puede estar mal, sin cometer ningún error fatal en algún momento.
En segundo lugar, el problema se resuelve si , es decir, todas las palabras son aceptadas por A . En este caso, podemos ver A como un juego de Büchi donde el jugador I elige las letras de entrada y el jugador II elige las transiciones. Entonces podemos usar la determinación posicional de los juegos de Büchi para extraer una estrategia posicional para el Jugador II. Este argumento incluso funciona en el caso más general de autómatas de paridad. La dificultad de este problema proviene del hecho de que algunas palabras no están en L , y en este caso la estrategia σ puede tener algún comportamiento.
En tercer lugar, aquí es una prueba de que bajo los supuestos, el lenguaje se encuentra en la clase de idiomas Büchi deterministas, en presencia de un autómata con los estados 2 Q . Tenga en cuenta que esto implica que L no puede ser cualquier lenguaje -regular, por ejemplo, si L = ( a + b ) ∗ a ω , no puede existir una estrategia σ que coincida con las condiciones.
Comenzamos restringiendo las transiciones de acuerdo con el primer comentario: las únicas elecciones que podemos hacer no tienen impacto en el lenguaje residual. Solo tomamos sucesores con el máximo residual, deben existir porque existe.
Después se construye de la siguiente manera. A ' es el subconjunto de autómatas de A , pero cada vez que aparece un estado de Büchi q en el componente, todos los demás estados pueden eliminarse del componente, y comenzamos de nuevo desde el singleton { q } . Entonces podemos establecer F ′ = { { q } : q ∈ F }. Podemos verificar que es un autómata determinista para Büchi L .
Finalmente, al reunir el segundo y el tercer comentario, siempre podemos obtener una estrategia de memoria finita , al usar una estrategia posicional para el Jugador II en el juego A × A ′ donde el Jugador I elige letras, el Jugador II elige las transiciones en A y gana si A acepta cada vez que A ' acepta.