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我正在学习 Coq,我想用它来形式化正则语言理论,特别是有限自动机。假设我有一个自动机结构如下:
Record automata : Type := {
dfa_set_states : list state;
init_state : state;
end_state : state;
dfa_func: state -> terminal -> state;
}.
其中 state 是归纳类型:
Inductive state:Type :=
S.
终端的类型是
Inductive terminal:Type :=
a | b.
我正在尝试定义它,以便稍后我能够概括任何常规语言的定义。现在,我想构建一个自动机来识别语言 (a * b *),它是 {a,b} 字母表中的所有单词。有没有人知道如何构建某种固定点函数来运行单词(我将其视为终端列表)并告诉我该自动机是否识别该单词?任何想法/帮助将不胜感激。
提前致谢,埃里克。
最佳答案
因为您将自己限制在常规语言中,所以这很简单:您只需要使用折叠。这是一个示例:
Require Import Coq.Lists.List.
Import ListNotations.
Set Implicit Arguments.
Unset Strict Implicit.
Unset Printing Implicit Defensive.
Record dfa (S A : Type) := DFA {
initial_state : S;
is_final : S -> bool;
next : S -> A -> S
}.
Definition run_dfa S A (m : dfa S A) (l : list A) : bool :=
is_final m (fold_left (next m) l (initial_state m)).
此片段与您的原始定义略有不同,因为状态和字母组件现在是 DFA 的类型参数,并且我已将结束状态替换为回答我们是否处于接受状态的谓词或不。 run_dfa
函数简单地从初始状态开始迭代 DFA 的转换函数,然后测试最后一个状态是否为接受状态。
您可以使用此基础架构来描述几乎所有常规语言。例如,这是一个用于识别 a*b*
的自动机:
Inductive ab := A | B.
Inductive ab_state : Type :=
ReadA | ReadB | Fail.
Definition ab_dfa : dfa ab_state ab := {|
initial_state := ReadA;
is_final s := match s with Fail => false | _ => true end;
next s x :=
match s, x with
| ReadB, A => Fail
| ReadA, B => ReadB
| _, _ => s
end
|}.
我们可以证明这个自动机做了我们期望的事情。这是一个定理,表明它接受所寻找语言的字符串:
Lemma ab_dfa_complete n m : run_dfa ab_dfa (repeat A n ++ repeat B m) = true.
Proof.
unfold run_dfa. rewrite fold_left_app.
assert (fold_left (next ab_dfa) (repeat A n) (initial_state ab_dfa) = ReadA) as ->.
{ now simpl; induction n as [| n IH]; simpl; trivial. }
destruct m as [|m]; simpl; trivial.
induction m as [|m IH]; simpl; trivial.
Qed.
我们也可以反过来说,它只接受该语言的字符串,不接受其他语言。我已经离开了证据;应该不难理解。
Lemma ab_dfa_sound l :
run_dfa ab_dfa l = true ->
exists n m, l = repeat A n ++ repeat B m.
不幸的是,除了运行自动机之外,我们对这种表示无能为力。特别是,我们不能最小化自动机,测试两个自动机是否等价等。这些函数还需要将枚举状态和字母类型的所有元素的列表作为参数,S
和 A
.
关于coq - 定义有限自动机 Coq,我们在Stack Overflow上找到一个类似的问题: https://stackoverflow.com/questions/43927584/
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