CC BY
25
№3 ПРИЛОЖЕНИЕ Сентябрь 2010
Секция 8
ПРИКЛАДНАЯ ТЕОРИЯ КОДИРОВАНИЯ, АВТОМАТОВ
И ГРАФОВ
УДК 519.713+519.766
О ПОСТРОЕНИИ МИНИМАЛЬНЫХ ДЕТЕРМИНИРОВАННЫХ КОНЕЧНЫХ АВТОМАТОВ, РАСПОЗНАЮЩИХ ПРЕФИКСНЫЙ КОД ЗАДАННОЙ МОЩНОСТИ
И. Р. Акишев, М. Э. Дворкин
В настоящее время префиксные коды находят широкое применение в различных областях информационных технологий. В связи с этим изучение их свойств представляет большой интерес.
Наиболее естественный подход к распознаванию префиксных кодов основан на применении конечных автоматов. Имеется ряд статей [1, 2], посвященных исследованию задачи минимизации числа состояний автомата, распознающего некоторый заданный префиксный язык.
В данной работе исследуется следующая задача: дано некоторое натуральное число п, необходимо построить детерминированный конечный автомат, принимающий некоторый префиксный код мощности п над алфавитом Е = {0,1} и имеющий наименьшее возможное число состояний.
Имеют место следующие свойства искомого автомата.
Теорема 1. Пусть детерминированный конечный автомат А — минимальный автомат, принимающий некоторый непустой язык. Этот язык является префиксным тогда и только тогда, когда в автомате А ровно одно терминальное состояние, причем все переходы из него ведут в тупиковое состояние.
Теорема 2. Пусть детерминированный конечный автомат А — минимальный автомат, принимающий конечный префиксный язык. Тогда в этом автомате нет циклов, кроме петель, ведущих из тупикового состояния в само себя.
Теорема 3. В детерминированном конечном автомате, принимающем некоторый префиксный код заданной мощности п и имеющем минимальное число состояний, нет переходов в тупиковое состояние, кроме как из единственного терминального и тупикового состояний.
Так как искомый автомат не содержит циклов, можно выписать его состояния (кроме тупикового) в порядке обратной топологической сортировки:
9о = /, 91,92,. . . , 9к-2 = 5.
Рассматривается соответствующая последовательность мощностей правых контекстов для выписанных состояний:
ао, а1,а2,..., ак-2, где аг = \ЯЯ1\ (К^ —правый контекст состояния 9).
Из равенств Rq0 = Rf = je} следует, что a0 = 1. Так как состояния автомата топологически отсортированы и из каждого выходит два перехода в нетупиковые состояния, то все последующие элементы последовательности ai являются суммой каких-либо двух предыдущих. Последний элемент ak-2 соответствует Rs и равен мощности языка, принимаемого автоматом.
Определение 1. Аддитивной цепочкой [3] называется последовательность элементов ai, такая, что
1) ао = 1;
2) ai = aj + ak для некоторых j,k < i при всех i > 0.
Итак, искомому конечному автомату соответствует некоторая аддитивная цепочка. Из минимальной аддитивной цепочки посредством обратного построения можно получить конечный автомат, принимающий некоторый префиксный код заданной мощности. Длина аддитивной цепочки на 2 меньше числа состояний в соответствующем автомате. Отсюда вытекает следующая теорема.
Теорема 4. Задача нахождения детерминированного конечного автомата с минимальным числом состояний, принимающего некоторый префиксный код заданной мощности п, эквивалентна задаче построения кратчайшей аддитивной цепочки, заканчивающейся числом п.
Из теоремы 4 следует дополнительное свойство искомого префиксного кода. Теорема 5. Префиксный код заданной мощности, соответствующий автомату с минимальным числом состояний, является полным.
Задача о нахождении кратчайшей аддитивной цепочки является классической задачей дискретной математики [3]. Наиболее известным ее применением является задача об оптимальном алгоритме возведения произвольного числа в заданную степень, представляющая интерес для криптографии [4].
Полиномиального решения данной задачи на данный момент неизвестно. Простым и достаточно эффективным приближенным решением является классический бинарный метод возведения в степень [3]. Активно применяются методы поиска приближенного ответа, в том числе ведутся исследования по применению генетических алгоритмов [5] и «муравьиных алгоритмов» [6]. В работе [7] показано, что задача нахождения кратчайшей аддитивной цепочки, которая содержит в качестве подпоследовательности данную последовательность b\,b2,... ,bk, является NP-полной. То есть естественное обобщение рассматриваемой задачи не имеет полиномиального решения, если P = NP.
ЛИТЕРАТУРА
1. Colin M. J., Na H. Optimal prefix-free codes that end in a specified pattern and similar problems: The uniform probability case (extended abstract) // Data Compression Conference. 2001. P. 143-152.
2. Han Y.-S., Salomaa K., Wood D. State complexity of prefix-free regular languages // Proc. of the 8th Int. Workshop on Descriptional Complexity of Formal Systems. 2006. P. 165-176.
3. Кнут Д. Э. Искусство программирования. Т. 2. Получисленные алгоритмы. М.: Вильямс, 2004. 832 с.
4. Bleichenbacher D. Efficiency and security of cryptosystems based on number theory. Zürich, 1996.
5. Cruz-Cortes N., Rodriguez-Henriquez F., Juarez-Morales R., Coello C. A. Finding optimal addition chains using a genetic algorithm approach // LNCS. 2005. V. 3801. P. 208-215.
6. Nedjah N., de Macedo M. L. Finding minimal addition chains using ant colony // IDEAL / ed.
by R. Y. Zheng, R. M. Everson, Y. Hujun. LNCS. 2004. V. 3177. P. 642-647.
7. Downey P., Leong B., Sethi R. Computing sequences with addition chains // SIAM J.
Computing. 1981. V.10. No.3. P.638-646.
УДК 519.171
О СООТНОШЕНИЯХ СТЕПЕНИ И ПЛОТНОСТИ НЕКОТОРЫХ ГРАФОВ
И. А. Бадеха, П. В. Ролдугин
В данной работе наиболее важным является понятие реберного покрытия графа кликами (РПК). РПК — это такой набор клик (полных подграфов) K\, ...,Kr, что любое ребро графа G лежит хотя бы в одной из этих клик. В качестве клик, входящих в РПК, подразумеваются только максимальные по включению клики. Кроме того, будем отождествлять клику и множество ее вершин, то есть выражение «множество вершин R образует клику в графе G» означает, что множество вершин R порождает максимальный полный подграф в графе G. Назовем ребро e графа G собственным ребром клики K, если оно лежит в этой клике и не лежит ни в какой другой максимальной по включению клике графа G. Соответственно клику K, имеющую хотя бы одно собственное ребро, назовем зафиксированной.
Утверждение 1. Клика K входит в любое РПК графа G тогда и только тогда, когда она является зафиксированной.
Собственные ребра и соответственно зафиксированные клики допускают простую характеризацию, позволяющую легко распознать их в графе.
Утверждение 2. Ребро e Є E(G) является собственным ребром некоторой клики K тогда и только тогда, когда множество вершин графа G, смежных одновременно с обоими концами ребра e, порождает полный подграф в G. Кроме того, этот полный подграф в объединении с концами ребра e образует клику K.
Из данного утверждения следует возможность нахождения всех зафиксированных клик графа за полиномиальное время (трудоемкость не более O(n4), где n = \V(G)|). Отсюда следует, что в определенном смысле графами, в которых сложно строить минимальное РПК, являются графы, не содержащие зафиксированных клик, или, что эквивалентно, собственных ребер. Далее такие графы, то есть графы, в которых каждое ребро лежит не менее чем в двух кликах, назовем графами, свободными от собственных ребер. Введем на множестве вершин графа G отношение эквивалентности. Две вершины x и у называются эквивалентными, если они смежны и их окружения совпадают, то есть N (x) = N (у). Сжатым графом назовем граф, в котором все вершины попарно неэквивалентны.
Основное содержание работы отражает следующая теорема.
Теорема 1. Предположим, что G является связным сжатым графом, свободным от собственных ребер. Тогда
1) p(G) ^ A(G) - 1;
2) если p(G) = A(G) — 1, то A(G) = 4, и граф G эквивалентен графу B;
3) если p(G) = A(G) — 2, то в графе G существует не менее двух вершин степени A(G), либо граф G получается из графа B добавлением одной доминирующей вершины.
