дстановки, слід використовувати раніше позначені позиції, але не переходи. Таким чином, позиції можуть мати кілька вхідних і вихідних дуг, а переходи можуть мати в точності по одній вхідної та не більше ніж по одній вихідної дузі. Вихідна дуга може бути відсутнім, якщо в правій частині правила підстановки відсутня замикає нетермінал. Маркером або фішкою відзначається позиція, відповідна початкового символу граматики. Побудуємо мережу Петрі (рис. 4)
В
Рис. 4 Мережі Петрі
Отримана мережа являє собою автоматну мережа Петрі. Позиції можна трактувати як стану кінцевого автомата, а переходи - як вхідні символи. Для повноти відповідності мережі Петрі розпізнавального автомату введена заключна позиція Z, в яку спрямовані дуги з усіх переходів, раніше не мали вихідних дуг. p> Можна помітити, що в цій мережі є ідентичні фрагменти, які можна склеїти. Склеюючи фрагменти з позиціями S1, S3 по вхідному переходу X5, усуваємо недетермінірованность мережі. Це дозволить виробити ще ряд склеювань. Позиції A, B і C склеюються по вихідних переходам X5 і X1, позиції D, E - по вхідному переходу x5 і по вихідному переходу X6. Функціонування мережі не зміниться, якщо склеїти ідентичні фрагменти: F3, F6 і F8; F2 і F5; F1 і F4. Цей етап відповідає мінімізації кількості станів автомата. Отримаємо еквівалентну детерміновану мережа наступного виду (див. рис.5):
В
Рис. 5 Еквівалентна детермінована мережа Петрі
За отриманою мережі побудуємо граф. p align="justify"> Введемо наступні позначення:
{S} В® A
{A, B, C} В® B
{D, E} В® C
{S 1 , S 3 } В® D
{S 2 } В® < span align = "justify"> E
{S 4 } В® < span align = "justify"> F
{F} В® G
{F 1 , F 4 } В® H
{F 2 , F 5 } В® I
...
